Wyścig TOCTOU w POSIX CPU Timers (CVE-2025-38352)

Tip

Ucz się i ćwicz Hacking AWS:HackTricks Training AWS Red Team Expert (ARTE)
Ucz się i ćwicz Hacking GCP: HackTricks Training GCP Red Team Expert (GRTE) Ucz się i ćwicz Hacking Azure: HackTricks Training Azure Red Team Expert (AzRTE)

Wsparcie dla HackTricks

Ta strona dokumentuje warunek wyścigu TOCTOU w Linux/Android POSIX CPU Timers, który może uszkodzić stan timera i spowodować awarię jądra, a w niektórych okolicznościach można go wykorzystać do privilege escalation.

  • Komponent dotknięty: kernel/time/posix-cpu-timers.c
  • Prymityw: expiry vs deletion race under task exit
  • Wrażliwe na konfigurację: CONFIG_POSIX_CPU_TIMERS_TASK_WORK=n (IRQ-context expiry path)

Szybkie przypomnienie wewnętrzne (istotne dla exploitacji)

  • Trzy zegary CPU sterują rozliczaniem timerów przez cpu_clock_sample():
  • CPUCLOCK_PROF: utime + stime
  • CPUCLOCK_VIRT: utime only
  • CPUCLOCK_SCHED: task_sched_runtime()
  • Tworzenie timera powiązuje timer z task/pid i inicjalizuje timerqueue nodes:
static int posix_cpu_timer_create(struct k_itimer *new_timer) {
struct pid *pid;
rcu_read_lock();
pid = pid_for_clock(new_timer->it_clock, false);
if (!pid) { rcu_read_unlock(); return -EINVAL; }
new_timer->kclock = &clock_posix_cpu;
timerqueue_init(&new_timer->it.cpu.node);
new_timer->it.cpu.pid = get_pid(pid);
rcu_read_unlock();
return 0;
}
  • Arming wstawia elementy do per-base timerqueue i może zaktualizować next-expiry cache:
static void arm_timer(struct k_itimer *timer, struct task_struct *p) {
struct posix_cputimer_base *base = timer_base(timer, p);
struct cpu_timer *ctmr = &timer->it.cpu;
u64 newexp = cpu_timer_getexpires(ctmr);
if (!cpu_timer_enqueue(&base->tqhead, ctmr)) return;
if (newexp < base->nextevt) base->nextevt = newexp;
}
  • Szybka ścieżka unika kosztownego przetwarzania, chyba że zbuforowane wygaszenia wskazują na możliwe uruchomienie:
static inline bool fastpath_timer_check(struct task_struct *tsk) {
struct posix_cputimers *pct = &tsk->posix_cputimers;
if (!expiry_cache_is_inactive(pct)) {
u64 samples[CPUCLOCK_MAX];
task_sample_cputime(tsk, samples);
if (task_cputimers_expired(samples, pct))
return true;
}
return false;
}
  • Wygaśnięcie zbiera wygasłe timery, oznacza je jako wyzwalane, usuwa je z kolejki; rzeczywista dostawa jest odroczona:
#define MAX_COLLECTED 20
static u64 collect_timerqueue(struct timerqueue_head *head,
struct list_head *firing, u64 now) {
struct timerqueue_node *next; int i = 0;
while ((next = timerqueue_getnext(head))) {
struct cpu_timer *ctmr = container_of(next, struct cpu_timer, node);
u64 expires = cpu_timer_getexpires(ctmr);
if (++i == MAX_COLLECTED || now < expires) return expires;
ctmr->firing = 1;                           // critical state
rcu_assign_pointer(ctmr->handling, current);
cpu_timer_dequeue(ctmr);
list_add_tail(&ctmr->elist, firing);
}
return U64_MAX;
}

Dwa tryby przetwarzania wygaśnięć

  • CONFIG_POSIX_CPU_TIMERS_TASK_WORK=y: wywołanie wygaśnięcia jest odraczane za pomocą task_work na docelowym zadaniu
  • CONFIG_POSIX_CPU_TIMERS_TASK_WORK=n: wygaśnięcie obsługiwane bezpośrednio w kontekście IRQ
Ścieżki wykonywania timerów POSIX CPU ```c void run_posix_cpu_timers(void) { struct task_struct *tsk = current; __run_posix_cpu_timers(tsk); } #ifdef CONFIG_POSIX_CPU_TIMERS_TASK_WORK static inline void __run_posix_cpu_timers(struct task_struct *tsk) { if (WARN_ON_ONCE(tsk->posix_cputimers_work.scheduled)) return; tsk->posix_cputimers_work.scheduled = true; task_work_add(tsk, &tsk->posix_cputimers_work.work, TWA_RESUME); } #else static inline void __run_posix_cpu_timers(struct task_struct *tsk) { lockdep_posixtimer_enter(); handle_posix_cpu_timers(tsk); // IRQ-context path lockdep_posixtimer_exit(); } #endif ```

W ścieżce IRQ-context firing list jest przetwarzana poza sighand

Ścieżka obsługi IRQ-context ```c static void handle_posix_cpu_timers(struct task_struct *tsk) { struct k_itimer *timer, *next; unsigned long flags, start; LIST_HEAD(firing); if (!lock_task_sighand(tsk, &flags)) return; // may fail on exit do { start = READ_ONCE(jiffies); barrier(); check_thread_timers(tsk, &firing); check_process_timers(tsk, &firing); } while (!posix_cpu_timers_enable_work(tsk, start)); unlock_task_sighand(tsk, &flags); // race window opens here list_for_each_entry_safe(timer, next, &firing, it.cpu.elist) { int cpu_firing; spin_lock(&timer->it_lock); list_del_init(&timer->it.cpu.elist); cpu_firing = timer->it.cpu.firing; // read then reset timer->it.cpu.firing = 0; if (likely(cpu_firing >= 0)) cpu_timer_fire(timer); rcu_assign_pointer(timer->it.cpu.handling, NULL); spin_unlock(&timer->it_lock); } } ```

Przyczyna: TOCTOU między IRQ-time expiry a równoczesnym usunięciem podczas zakończenia zadania Warunki wstępne

  • CONFIG_POSIX_CPU_TIMERS_TASK_WORK jest wyłączony (IRQ path w użyciu)
  • Docelowe zadanie kończy działanie, ale nie zostało jeszcze w pełni zreapowane
  • Inny wątek równocześnie wywołuje posix_cpu_timer_del() dla tego samego timera

Sekwencja

  1. update_process_times() wywołuje run_posix_cpu_timers() w kontekście IRQ dla kończącego się zadania.
  2. collect_timerqueue() ustawia ctmr->firing = 1 i przenosi timer do tymczasowej listy firing.
  3. handle_posix_cpu_timers() zwalnia sighand poprzez unlock_task_sighand(), aby dostarczyć timery poza zamkiem.
  4. Bezpośrednio po unlock, zadanie wychodzące może zostać zreapowane; równoległy wątek wywołuje posix_cpu_timer_del().
  5. W tym oknie posix_cpu_timer_del() może nie udać się zdobyć stanu przez cpu_timer_task_rcu()/lock_task_sighand() i w ten sposób pominąć normalną ochronę in-flight, która sprawdza timer->it.cpu.firing. Usuwanie kontynuuje się, jakby timer nie był firing, korumpując stan podczas obsługi wygaśnięcia, co prowadzi do crashy/UB.

Dlaczego tryb TASK_WORK jest bezpieczny z założenia

  • Przy CONFIG_POSIX_CPU_TIMERS_TASK_WORK=y wygaśnięcie jest odroczone do task_work; exit_task_work działa przed exit_notify, więc nakładanie się w czasie IRQ z reapingiem nie występuje.
  • Nawet wtedy, jeśli zadanie już kończy działanie, task_work_add() nie powiedzie się; warunkowanie na exit_state sprawia, że oba tryby są spójne.

Poprawka (Android common kernel) i uzasadnienie

  • Dodaj wczesny return, jeśli current task jest exiting, blokując całą dalszą obsługę:
// kernel/time/posix-cpu-timers.c (Android common kernel commit 157f357d50b5038e5eaad0b2b438f923ac40afeb)
if (tsk->exit_state)
return;
  • To uniemożliwia wejście do handle_posix_cpu_timers() dla zadań wychodzących, eliminując okno, w którym posix_cpu_timer_del() mógłby przegapić it.cpu.firing i wyścigać się z przetwarzaniem wygaśnięcia.

Impact

  • Uszkodzenie pamięci jądra struktur timerów podczas jednoczesnego wygasania/usuwania może powodować natychmiastowe awarie (DoS) i stanowi silny prymityw do eskalacji uprawnień z powodu możliwości dowolnej manipulacji stanem jądra.

Triggering the bug (safe, reproducible conditions) Build/config

  • Upewnij się, że CONFIG_POSIX_CPU_TIMERS_TASK_WORK=n i użyj jądra bez poprawki dotyczącej exit_state gating.

Runtime strategy

  • Wybierz wątek, który ma się zakończyć, i dołącz do niego CPU timer (per-thread lub process-wide clock):
  • Dla per-thread: timer_create(CLOCK_THREAD_CPUTIME_ID, …)
  • Dla process-wide: timer_create(CLOCK_PROCESS_CPUTIME_ID, …)
  • Uzbrój z bardzo krótkim początkowym wygaśnięciem i małym interwałem, aby zmaksymalizować wejścia w ścieżkę IRQ:
static timer_t t;
static void setup_cpu_timer(void) {
struct sigevent sev = {0};
sev.sigev_notify = SIGEV_SIGNAL;    // delivery type not critical for the race
sev.sigev_signo = SIGUSR1;
if (timer_create(CLOCK_THREAD_CPUTIME_ID, &sev, &t)) perror("timer_create");
struct itimerspec its = {0};
its.it_value.tv_nsec = 1;           // fire ASAP
its.it_interval.tv_nsec = 1;        // re-fire
if (timer_settime(t, 0, &its, NULL)) perror("timer_settime");
}
  • Z wątku rodzeństwa, równocześnie usuń ten sam timer podczas gdy wątek docelowy kończy działanie:
void *deleter(void *arg) {
for (;;) (void)timer_delete(t);     // hammer delete in a loop
}
  • Wzmacniacze wyścigu: wysoki współczynnik ticków schedulera, obciążenie CPU, powtarzane cykle wychodzenia/ponownego tworzenia wątków. Awaria zwykle objawia się, gdy posix_cpu_timer_del() pomija wykrycie odpalenia z powodu nieudanego wyszukiwania/blokowania tasku tuż po unlock_task_sighand().

Wykrywanie i utwardzanie

  • Mitigation: zastosować zabezpieczenie exit_state; preferować włączenie CONFIG_POSIX_CPU_TIMERS_TASK_WORK gdy to możliwe.
  • Observability: dodać tracepoints/WARN_ONCE wokół unlock_task_sighand()/posix_cpu_timer_del(); alarmować, gdy it.cpu.firing==1 jest obserwowane razem z niepowodzeniem cpu_timer_task_rcu()/lock_task_sighand(); obserwować niespójności timerqueue przy wychodzeniu tasku.

Miejsca do audytu (dla recenzentów)

  • update_process_times() → run_posix_cpu_timers() (IRQ)
  • __run_posix_cpu_timers() selection (TASK_WORK vs IRQ path)
  • collect_timerqueue(): ustawia ctmr->firing i przenosi węzły
  • handle_posix_cpu_timers(): zwalnia sighand przed pętlą odpaleń
  • posix_cpu_timer_del(): opiera się na it.cpu.firing do wykrywania wygaszenia w locie; ta kontrola jest pomijana, gdy wyszukiwanie/blokada tasku nie powiodą się podczas exit/reap

Uwagi do badań nad eksploatacją

  • Ujawnione zachowanie jest wiarygodnym prymitywem do wywoływania awarii kernela; przekształcenie go w eskalację uprawnień zwykle wymaga dodatkowego kontrolowalnego nakładania się (object lifetime lub write-what-where) wykraczającego poza zakres tego streszczenia. Traktuj każdy PoC jako potencjalnie destabilizujący i uruchamiaj wyłącznie w emulatorach/VMs.

Chronomaly exploit strategy (priv-esc without fixed text offsets)

  • Tested target & configs: x86_64 v5.10.157 under QEMU (4 cores, 3 GB RAM). Krytyczne opcje: CONFIG_POSIX_CPU_TIMERS_TASK_WORK=n, CONFIG_PREEMPT=y, CONFIG_SLAB_MERGE_DEFAULT=n, DEBUG_LIST=n, BUG_ON_DATA_CORRUPTION=n, LIST_HARDENED=n.
  • Race steering with CPU timers: Wątek wyścigowy (race_func()) generuje obciążenie CPU podczas gdy CPU timers odpala; free_func() polluje SIGUSR1, aby potwierdzić, czy timer odpalił. Stroń CPU_USAGE_THRESHOLD tak, aby sygnały docierały tylko czasami (przerywane komunikaty “Parent raced too late/too early”). Jeśli timery odpalały przy każdej próbie, obniż threshold; jeśli nigdy nie odpalały przed zakończeniem wątku, podnieś go.
  • Dual-process alignment into send_sigqueue(): Procesy parent/child próbują trafić drugie okno wyścigu wewnątrz send_sigqueue(). Parent śpi przez PARENT_SETTIME_DELAY_US mikrosekund przed uzbrojeniem timerów; zmniejsz wartość, gdy najczęściej widzisz “Parent raced too late”, i zwiększ, gdy najczęściej widzisz “Parent raced too early”. Widzenie obu oznacza, że jesteś nad oknem; po dostrojeniu powodzenie oczekiwane jest w około ~1 min.
  • Cross-cache UAF replacement: Exploit zwalnia struct sigqueue, a następnie przygotowuje stan alokatora (sigqueue_crosscache_preallocs()), tak aby zarówno wiszący uaf_sigqueue, jak i zastępujący realloc_sigqueue trafiły na stronę danych bufora pipe (cross-cache reallocation). Niezawodność zakłada cichy kernel z niewielką liczbą wcześniejszych alokacji sigqueue; jeśli istnieją już częściowe strony slab per-CPU/per-node (zajęte systemy), zamiennik nie trafi i łańcuch zawiedzie. Autor celowo pozostawił to nieoptymalne dla głośnych kernelów.

See also

Ksmbd Streams Xattr Oob Write Cve 2025 37947

References

Tip

Ucz się i ćwicz Hacking AWS:HackTricks Training AWS Red Team Expert (ARTE)
Ucz się i ćwicz Hacking GCP: HackTricks Training GCP Red Team Expert (GRTE) Ucz się i ćwicz Hacking Azure: HackTricks Training Azure Red Team Expert (AzRTE)

Wsparcie dla HackTricks