Katalog podatności CVE

W jądrze Linux rozwiązano problem w iomap polegający na zwalnianiu nieistniejącego ładunku integralności. fs_bio_integrity_alloc może nie przydzielić ładunku integralności bio, jeśli weryfikacja PI jest wyłączona na urządzeniu blokowym — poprawka sprawdza ten przypadek przed wywołaniem fs_bio_integrity_free w iomap_bio_read_folio_range_sync, aby uniknąć dereferencji wskaźnika NULL.

W jądrze Linux rozwiązano wyciek IRQ na ścieżce błędu cpuhp_setup_state w sterowniku clocksource nxp-pit. Gdy cpuhp_setup_state zawiedzie po pomyślnym wywołaniu request_irq przez pit_clockevent_per_cpu_init, obsługa błędu pomija zwolnienie zarejestrowanego IRQ, co prowadzi do wycieku linii przerwania i pozostawienia wiszącego wskaźnika jako dev_id, potencjalnie powodując use-after-free.

W jądrze Linux naprawiono błąd w funkcji backing_file_open(), która wyznaczała ścieżkę zapisywaną w nowym pliku backingowym na podstawie user_file->f_path. Przy zagnieżdżonych systemach plików (np. overlayfs na overlayfs) prowadziło to do zapisania nieprawidłowej, wewnętrznej ścieżki warstwy pośredniej zamiast ścieżki widocznej dla użytkownika. W efekcie pliki mapowane przez zagnieżdżony overlayfs pokazywały błędną ścieżkę w /proc/<pid>/maps oraz w rekordach mmap perf/ftrace.

W jądrze Linux w funkcji ovl_create_real() (system plików overlayfs) występuje podwójne wywołanie end_creating() na ścieżce błędu niezgodności casefold. Powoduje to dwukrotne zwolnienie blokady i_rwsem katalogu nadrzędnego oraz dwukrotne zwolnienie referencji dentry, co prowadzi do zakleszczenia kolejnych operacji tworzenia w tym katalogu. Podatność może być wywołana przez nieuprzywilejowanego użytkownika.

W jądrze Linux ioctl PIDFD_GET_*_NAMESPACE w pidfd_ioctl() wykonuje sprawdzenie dostępu ptrace na podstawie poświadczeń, ale w przeciwieństwie do ścieżek procfs nie utrzymuje blokady exec_update_lock docelowego zadania. Pozwala to wywołującemu przejść sprawdzenie na starych poświadczeniach, a następnie odczytać przestrzeń nazw po tym, jak cel wykona execve() na binarce setuid i ustanowi nowe poświadczenia. Poprawka polega na trzymaniu exec_update_lock dla odczytu wokół sprawdzenia ptrace i wyszukania przestrzeni nazw.

W jądrze Linux na natywnej architekturze sparc64 struktura __kernel_old_timeval zawiera czterobajtową lukę po tv_usec, ponieważ tv_sec jest 64-bitowe, a __kernel_suseconds_t 32-bitowe. Funkcja put_itimerval() wypełnia tylko nazwane pola i kopiuje cały obiekt do przestrzeni użytkownika, przez co getitimer() może ujawnić dwa bajty wypełnienia ze stosu jądra. Poprawka zeruje całą strukturę przed przypisaniem pól.

W jądrze Linux w warstwie Rust devres występuje wyścig, gdy dwie ścieżki jednocześnie unieważniają Devres. devres_release_all() wywołuje Revocable::revoke() przez callback zwalniający, a Devres::drop() wywołuje revoke_nosync() na innym CPU. Unieważniający, który nie zdobędzie zamiany is_available, wraca natychmiast, ale drugi może wciąż wykonywać drop_in_place() na danych wewnętrznych, co prowadzi do use-after-free. Poprawka dodaje Completion, na które Devres::drop() czeka, gdy przegra zamianę is_available.

W jądrze Linux występuje błąd use-after-free w module trusted keys (KEYS: trusted) związany z kolejnością zwalniania zasobów TPM. Funkcja trusted_tpm_exit() zwalnia referencję do układu TPM oraz tablicę digestów przed wyrejestrowaniem typu klucza, co pozwala równoległej operacji na kluczu odwołać się do już zwolnionej pamięci.

W jądrze Linux naprawiono podatność use-after-free (UAF) w module AppArmor, związaną z funkcją begin_current_label_crit_section(). Funkcja ta mogła bezpośrednio podmieniać wskaźniki poświadczeń (struct cred) w trakcie wywołania hooka LSM, co prowadziło do niespójności między task->cred a task->real_cred i w konsekwencji do zwolnienia pamięci poświadczeń, do których nadal odwoływały się inne zadania.

W jądrze Linux naprawiono błąd zapisu poza granicami bufora w funkcji aa_vec_unique() w module AppArmor. Gdy wszystkie komponenty etykiety są unikalne, terminator NULL trafia do vec[n], ale vec_setup() nie rezerwuje miejsca na ten dodatkowy wpis, co powoduje zapis jednego elementu poza końcem tablicy lokalnej lub alokacji. Podatność może być wywołana przez nieuprzywilejowanego użytkownika piszącego do /proc/self/attr/apparmor/current lub przez lsm_set_self_attr(2), a także przez plik .access w securityfs z uprawnieniami 0666.

W jądrze Linux występuje błąd w zarządzaniu pamięcią wymiany (swap), dotyczący zwalniania slotów hibernacji. Funkcja swap_free_hibernation_slot() zwalnia slot nawet gdy znajduje się w nim folio w swap cache, co prowadzi do usunięcia wpisu spod tego folio i późniejszego nadpisania wpisu w tablicy swap należącego do innego procesu. Błąd może powodować cichą korupcję pamięci, awarie procesów lub niestabilność danych w niepowiązanych aplikacjach, szczególnie podczas przygotowywania obrazu hibernacji przez uswsusp.

W jądrze Linux naprawiono podatność w module kmemleak, gdzie funkcja kmemleak_scan() skanowała stosy wszystkich wątków w jednej sekcji krytycznej RCU bez punktu przeplanowania. Na hostach z bardzo dużą liczbą wątków mogło to doprowadzić do zablokowania CPU i wyzwolenia watchdoga soft lockup. Poprawka polega na iterowaniu po zadaniach za pomocą find_ge_pid() i zwalnianiu blokady RCU między zadaniami.

W jądrze Linux występuje luka w funkcji queue_folios_pmd() w mm/mempolicy, która nie pomija nieobecnych wpisów PMD (np. device-private) przed wywołaniem pmd_folio(). Może to prowadzić do VM_BUG_ON() na jądrach debugowych, oopsa na błędnym wskaźniku vmemmap lub cichego odizolowania niepowiązanego folio z LRU. Problem występuje, gdy sterownik GPU oparty na HMM migruje anonimowe folio THP do pamięci urządzenia, a następnie użytkownik wywołuje mbind(), migrate_pages() lub set_mempolicy_home_node().

W jądrze Linux w mechanizmie mglru funkcja sort_folio() zawierała błędną optymalizację dla stron (folios), które przestały być usuwalne z pamięci (unevictable). Błąd powodował, że pole mlock_count mogło przyjąć wartość 0x122 (290) z powodu nadpisania przez LIST_POISON2, co prowadziło do nieprawidłowego liczenia stron zablokowanych w pamięci (Mlocked) i pozostawania ich jako unevictable aż do zwolnienia. Dodatkowo skrót operował flagami LRU w niewłaściwej kolejności, co mogło powodować nieoczekiwane zachowanie przy równoczesnej izolacji stron.

W jądrze Linux funkcja migrate_pages_batch() odmapowuje kolejne folio, co na hostach KVM wywołuje kosztowne operacje MMU notifier, długo zajmując CPU. Pętla wywołuje tylko cond_resched(), które na jądrach z PREEMPTION nic nie robi, więc zadanie migrujące (np. kcompactd) nigdy nie zgłasza stanu quiescent dla Tasks-RCU i blokuje grace period RCU na wiele minut.

W jądrze Linux funkcja __migrate_device_pages() odczytuje mapowanie folio przed wywołaniem folio_free_swap(). Po udanym usunięciu z swapcache zapisane mapowanie nadal wskazuje na swap_space, co prowadzi do użycia nieaktualnego mapowania i błędnego rozliczania referencji, a w konsekwencji do BUG związanego z licznikiem referencji folio.

W jądrze Linux występuje błąd w mechanizmie mm/pagewalk, gdzie nieprawidłowo ustawiona wartość walk->action (ACTION_AGAIN) nie jest resetowana po wyczyszczeniu wpisu PMD. Prowadzi to do wielokrotnego wywoływania callbacków i w konsekwencji do zapisu poza zakresem pamięci (out-of-bounds write), co zostało wykryte przez KASAN w funkcji __mincore_unmapped_range.

W jądrze Linux pętla skanująca w shrink_lruvec() wywołuje jedynie cond_resched(), które na jądrach z PREEMPTION jest no-opem. W efekcie zadanie odzyskujące pamięć nigdy nie zgłasza stanu quiescent dla Tasks-RCU i staje się holdoutem, powodując stalle rcu_tasks podczas reclaimu.

W jądrze Linux kernfs serializuje operacje na plikach tylko per otwarty plik, więc równoległe zapisy do memory.high lub memory.max mogą się nakładać. Jeśli inny zapisujący podniesie lub usunie limit, pierwszy zapisujący może kontynuować reclaim do nieaktualnego celu, a w przypadku memory.max pętlić się w nieskończoność i wielokrotnie zwiększać licznik zdarzeń OOM.

W architekturze x86 obsługa I/O portów w TDX (funkcje handle_in() i handle_out()) używa maski GENMASK(BITS_PER_BYTE * size, 0), która zawiera bit górny. Dla size=1 daje to 9-bitową maskę 0x1FF zamiast 8-bitowej 0xFF, przez co maska jest o jeden bit za szeroka dla wszystkich rozmiarów I/O.