Vulnerabilidades

En el kernel de Linux, se ha resuelto la siguiente vulnerabilidad: mm: llamar al gancho LSM security_mmap_file() en remap_file_pages() El controlador de llamadas al sistema remap_file_pages llama a do_mmap() directamente, que no contiene la comprobación de seguridad LSM. Y si el proceso ha llamado a personality(READ_IMPLIES_EXEC) antes y se llama a remap_file_pages() para páginas RW, esto realmente dará como resultado la reasignación de las páginas a RWX, omitiendo una política W^X aplicada por SELinux. Por lo tanto, deberíamos comprobar prot mediante el gancho LSM security_mmap_file en el controlador de llamadas al sistema remap_file_pages antes de que se llame a do_mmap(). De lo contrario, potencialmente permite que un atacante omita una política W^X aplicada por SELinux. La omisión es similar a CVE-2016-10044, que omite lo mismo a través de AIO y se puede encontrar en [1]. La PoC: $ cat > test.c int main(void) { size_t pagesz = sysconf(_SC_PAGE_SIZE); int mfd = syscall(SYS_memfd_create, "test", 0); const char *buf = mmap(NULL, 4 * pagesz, PROT_READ | PROT_WRITE, MAP_SHARED, mfd, 0); unsigned int old = syscall(SYS_personality, 0xffffffff); syscall(SYS_personality, READ_IMPLIES_EXEC | old); syscall(SYS_remap_file_pages, buf, pagesz, 0, 2, 0); syscall(SYS_personality, old); // muestra que la página RWX existe incluso si se aplica la política W^X int fd = open("/proc/self/maps", O_RDONLY); unsigned char buf2[1024]; while (1) { int ret = read(fd, buf2, 1024); if (ret <= 0) break; write(1, buf2, ret); } close(fd); } $ gcc test.c -o test $ ./test | grep rwx 7f1836c34000-7f1836c35000 rwxs 00002000 00:01 2050 /memfd:test (eliminado) [MP: ajustes en la línea de asunto]

En el kernel de Linux, se ha resuelto la siguiente vulnerabilidad: padata: usar un envoltorio de enteros para evitar un bloqueo en el desbordamiento de seq_nr Al enviar más de 2^32 objetos padata a padata_do_serial, la implementación de clasificación actual ordena incorrectamente los objetos padata con seq_nr desbordado, lo que hace que se coloquen antes de los objetos existentes en la lista de reordenamiento. Esto conduce a un bloqueo en el proceso de serialización ya que padata_find_next no puede coincidir con padata->seq_nr y pd->processed porque la instancia de padata con seq_nr desbordado se seleccionará a continuación. Para solucionar esto, usamos un envoltorio de enteros sin signo para ordenar correctamente los objetos padata en escenarios con desbordamiento de enteros.

En el kernel de Linux, se ha resuelto la siguiente vulnerabilidad: f2fs: Requerir FMODE_WRITE para ioctls de escritura atómica Los ioctls de F2FS para iniciar y confirmar escrituras atómicas comprueban inode_owner_or_capable(), pero esto no da a los LSM como SELinux o Landlock la oportunidad de denegar el acceso de escritura: si el FSUID del llamador coincide con el UID del inodo, inode_owner_or_capable() devuelve verdadero inmediatamente. Hay escenarios en los que los LSM quieren denegar a un proceso la capacidad de escribir archivos particulares, incluso archivos que el FSUID del proceso posee; pero esto actualmente se puede omitir parcialmente usando ioctls de escritura atómica de dos maneras: - F2FS_IOC_START_ATOMIC_REPLACE + F2FS_IOC_COMMIT_ATOMIC_WRITE puede truncar un inodo a tamaño 0 - F2FS_IOC_START_ATOMIC_WRITE + F2FS_IOC_ABORT_ATOMIC_WRITE puede revertir los cambios que otro proceso realizó simultáneamente en un archivo Arréglelo requiriendo FMODE_WRITE para estas operaciones, al igual que para F2FS_IOC_MOVE_RANGE. Dado que cualquier llamador legítimo solo debe usar estos ioctls cuando tenga la intención de escribir en el archivo, parece poco probable que eso rompa algo.

En el kernel de Linux, se ha resuelto la siguiente vulnerabilidad: firmware_loader: Block path traversal La mayoría de los nombres de firmware son cadenas codificadas o se construyen a partir de cadenas de formato bastante restringidas donde las partes dinámicas son solo algunos números hexadecimales o algo así. Sin embargo, hay un par de rutas de código en el kernel donde los nombres de archivo de firmware contienen componentes de cadena que se pasan desde un dispositivo o un espacio de usuario semiprivilegiado; los que pude encontrar (sin contar las interfaces que requieren privilegios de root) son: - lpfc_sli4_request_firmware_update() parece construir el nombre de archivo de firmware a partir de "ModelName", una cadena que se analizó previamente a partir de algún descriptor ("Vital Product Data") en lpfc_fill_vpd() - nfp_net_fw_find() parece construir un nombre de archivo de firmware a partir de un nombre de modelo que proviene de nfp_hwinfo_lookup(pf->hwinfo, "nffw.partno"), que creo que analiza algún descriptor que se leyó desde el dispositivo. (Pero este caso probablemente no sea explotable porque la cadena de formato se parece a "netronome/nic_%s", y no debería haber ninguna *carpeta* que comience con "netronome/nic_". El caso anterior era diferente porque allí, el "%s" está *al comienzo* de la cadena de formato). - module_flash_fw_schedule() es accesible desde el comando netlink ETHTOOL_MSG_MODULE_FW_FLASH_ACT, que está marcado como GENL_UNS_ADMIN_PERM (lo que significa que CAP_NET_ADMIN dentro de un espacio de nombres de usuario es suficiente para pasar la verificación de privilegios), y toma un nombre de firmware provisto por el espacio de usuario. (Pero creo que para llegar a este caso, necesita tener CAP_NET_ADMIN sobre un espacio de nombres de red en el que se asigna un tipo especial de dispositivo Ethernet, por lo que creo que esta no es una ruta de ataque viable en la práctica). Arréglelo rechazando cualquier nombre de firmware que contenga componentes de ruta ".." Por si sirve de algo, he buscado y no he encontrado ningún controlador de dispositivo USB que utilice el cargador de firmware de forma peligrosa.

En el kernel de Linux, se ha resuelto la siguiente vulnerabilidad: KEYS: evitar la desreferenciación de puntero NULL en find_ametric_key() En find_ametric_key(), si se pasan todos los NULL en los argumentos id_{0,1,2}, el kernel primero emitirá WARN pero luego tendrá un error porque id_2 se desreferencia de todos modos. Agregue la comprobación id_2 faltante y mueva WARN_ON() a la rama else final para evitar comprobaciones NULL duplicadas. Encontrado por Linux Verification Center (linuxtesting.org) con la herramienta de análisis estático Svace.

En el kernel de Linux, se ha resuelto la siguiente vulnerabilidad: net: seeq: Se corrige la vulnerabilidad de use after free en el controlador ether3 debido a una condición de ejecución En la función ether3_probe, se inicializa un temporizador con una función de devolución de llamada ether3_ledoff, vinculada a &prev(dev)->timer. Una vez que se inicia el temporizador, existe el riesgo de una condición de ejecución si se elimina el módulo o dispositivo, lo que activa la función ether3_remove para realizar la limpieza. La secuencia de operaciones que pueden provocar un error de UAF es la siguiente: CPU0 CPU1 | ether3_ledoff ether3_remove | free_netdev(dev); | put_devic | kfree(dev); | | ether3_outw(priv(dev)->regs.config2 |= CFG2_CTRLO, REG_CONFIG2); | // use dev Corríjalo asegurándose de que el temporizador se cancele antes de continuar con la limpieza en ether3_remove.

En el kernel de Linux, se ha resuelto la siguiente vulnerabilidad: vhost_vdpa: asignar correctamente el token del productor de omisión de irq Solíamos llamar a irq_bypass_unregister_producer() en vhost_vdpa_setup_vq_irq(), lo cual es problemático ya que no sabemos si el puntero del token sigue siendo válido o no. En realidad, usamos eventfd_ctx como token, por lo que el ciclo de vida del token debería estar vinculado a VHOST_SET_VRING_CALL en lugar de a vhost_vdpa_setup_vq_irq(), que podría llamarse mediante set_status(). Para solucionar esto, configuramos el token del productor de omisión de irq al manejar VHOST_SET_VRING_CALL y anulamos el registro del productor antes de llamar a vhost_vring_ioctl() para evitar un posible use after free, ya que eventfd podría haberse liberado en vhost_vring_ioctl(). Y dicho registro y anulación de registro solo se realizará si DRIVER_OK está configurado.

En el kernel de Linux, se ha resuelto la siguiente vulnerabilidad: RDMA/cxgb4: Se agregó una comprobación NULL para lookup_atid La función lookup_atid() puede devolver NULL si el ATID no es válido o no existe en la tabla de identificadores, lo que podría provocar la desreferenciación de un puntero nulo sin una comprobación en las funciones `act_establish()` y `act_open_rpl()`. Agregue una comprobación NULL para evitar la desreferenciación de punteros nulos. Encontrado por Linux Verification Center (linuxtesting.org) con SVACE.

En el kernel de Linux, se ha resuelto la siguiente vulnerabilidad: drm/xe: Utilizar un motor de copia reservada para los enlaces de usuario en dispositivos con fallos Los enlaces de usuario se asignan a motores con fallos, los fallos dependen de que se completen los enlaces de usuario, por lo que podemos bloquear. Evite esto utilizando un motor de copia reservada para los enlaces de usuario en dispositivos con fallos. Mientras estamos aquí, normalice la creación de colas de enlaces con un asistente. v2: - Pasar extensiones para la creación de colas de enlaces (CI) v3: - s/resevered/reserved (Lucas) - Reparar la comprobación de hwe NULL (Jonathan)

En el kernel de Linux, se ha resuelto la siguiente vulnerabilidad: crypto: iaa - Fix potential use after free bug La función free_device_compression_mode(iaa_device, device_mode) libera "device_mode" pero se pasa a iaa_compression_modes[i]->free() unas líneas más adelante, lo que da como resultado un use after free. La buena noticia es que, hasta donde puedo decir, nada implementa la función ->free() y el use after free ocurre en código muerto. Pero, con esta solución, cuando algo la implemente, estaremos listos. :)

En el kernel de Linux, se ha resuelto la siguiente vulnerabilidad: netfs: Eliminar subárbol de 'fs/netfs' cuando el módulo netfs sale En netfs_init() o fscache_proc_init(), creamos una dentry bajo 'fs/netfs', pero en netfs_exit(), solo eliminamos la entrada de procedimiento de 'fs/netfs' sin eliminar su subárbol. Esto activa la siguiente ADVERTENCIA: == ... netfs_exit+0x12/0x620 [netfs] __do_sys_delete_module.isra.0+0x14c/0x2e0 do_syscall_64+0x4b/0x110 entry_SYSCALL_64_after_hwframe+0x76/0x7e ======================================================================= Por lo tanto, utilice remove_proc_subtree() en lugar de remove_proc_entry() para solucionar el problema anterior.

En el kernel de Linux, se ha resuelto la siguiente vulnerabilidad: erofs: manejar pclusters superpuestos fuera de imágenes manipuladas correctamente syzbot informó un problema de bloqueo de tareas debido a un caso de interbloqueo donde está esperando el bloqueo de folio de un folio en caché que se usará para E/S de caché. Después de mirar la imagen difusa creada, encontré que está formada con varios pclusters grandes superpuestos como se muestra a continuación: Ext: desplazamiento lógico | longitud: desplazamiento físico | longitud 0: 0.. 16384 | 16384: 151552.. 167936 | 16384 1: 16384.. 32768 | 16384: 155648.. 172032 | 16384 2: 32768.. 49152 | 16384 : 537223168.. 537239552 | 16384 ... Aquí, las extensiones 0/1 están físicamente superpuestas, aunque es completamente _impossible_ para las imágenes de sistemas de archivos normales generadas por mkfs. Primero, los folios administrados que contienen datos comprimidos se marcarán como actualizados y luego se desbloquearán inmediatamente (a diferencia de los folios locales) cuando se completen las E/S comprimidas. Si los bloques físicos no se envían en el orden incremental, debe haber BIO separados para evitar problemas de dependencia. Sin embargo, el código actual organiza mal z_erofs_fill_bio_vec() y el envío de BIO, lo que causa esperas inesperadas de BIO. En segundo lugar, los folios administrados se conectarán a sus propios pclusters para realizar consultas entre consultas eficientes. Sin embargo, esto es algo difícil de implementar fácilmente si existen pclusters grandes superpuestos. Nuevamente, estos solo aparecen en imágenes difusas, por lo que simplemente retrocedamos a páginas temporales de corta duración para que sean correctas. Además, justifica que los folios administrados referenciados no se pueden truncar por ahora y revierte parte de el commit 2080ca1ed3e4 ("erofs: ordenar `struct z_erofs_bvec`") para simplificar, aunque no debería haber ninguna diferencia.