CVE-2026-74686 in Linux
Zusammenfassung
von VulDB • 23.08.2026
Im Linux-Kernel wurde die folgende Schwachstelle behoben:
rqspinlock: Tail-Element zurücksetzen beim Beibehalten der Warteschlange bei Deadlocks
Derzeit wird die Zerstörung der Warteschlangenstruktur (waiter queue) für rqspinlock unterdrückt, wenn ein Deadlock erkannt wird. Deadlock-Prüfungen erfolgen relativ häufig (beim Eintritt in AA sowie innerhalb von 1 ms bei ABBA), und Warte-Threads sind möglicherweise nicht an Sperr-Szenarien beteiligt, die zu Deadlocks führen. Daher ist es sinnvoll, die Warteschlange nicht zu leeren und anderen wartenden Threads eine Chance auf den Erwerb der Sperre nach dem Erkennen eines Deadlocks und dessen Beendigung zu ermöglichen.
Allerdings muss dieselbe Logik angewendet werden wie zuvor für das Label `waitq_timeout`: Das Tail-Element ist zurückzusetzen, und falls dies nicht möglich ist, ist der nächste wartende Thread entsprechend zu signalisieren. Im Falle von Deadlocks würde diese Signalisierung den MCS-Knoten einfach als entsperrt markieren; im Fall von Timeouts wird stattdessen `RES_TIMEOUT_VAL` signalisiert. Der Unterschied liegt somit in dem weitergegebenen Wert, der entscheidet, ob die Warteschlange aktiv bleibt oder geleert wird.
Das Unterlassen des Zurücksetzens des Tail-Elements und das Warten auf den nächsten wartenden Thread kann dazu führen, dass wir selbst der letzte wartende Thread sind und folglich kein weiterer wartender Thread eintrifft, was zu intermittierenden Blockaden in diesem Pfad führt. Sobald der nächste wartende Thread beitritt, werden wir entblockiert. Im theoretischen Fall, dass der nächste wartende Thread niemals beitritt, riskieren wir eine unendliche Blockade.
Dies kann nur bei ABBA-Deadlocks auftreten, da das Betreten der Warteschlange durch AA-Prüfungen geschützt ist. Eine präzise Abfolge von Ausführungen, die zu diesem Szenario führt, könnte wie folgt aussehen:
CPU 0 hält Sperre A. CPU 1 hält Sperre B. CPU 2 versucht, Sperre B zu erlangen und wird zum ausstehenden wartenden Thread für B. CPU 0 versucht, Sperre B zu erlangen. Da bei B die Bits „gesperrt“ (locked) und „ausstehend“ (pending) gesetzt sind, wird CPU 0 in die Warteschlange eingereiht. CPU 1 versucht, Sperre A zu erlangen. CPU 0 erkennt einen ABBA-Deadlock.
Sobald für CPU 0 eine Deadlock-Erkennung stattfindet, wartet sie darauf, dass der nächste wartende Thread in der Warteschlange `node->next` befüllt, was bis zum Eintreffen eines solchen Threads zu Verzögerungen führt.
Dies wird behoben, indem die Logik zur Prüfung auf Deadlocks vor dem Label `waitq_timeout` angepasst wird. Es wäre sinnvoll, den Code für beide Fälle zusammenzufassen und `ret` zu verwenden, um den weitergegebenen Wert zu unterscheiden; dies bleibt jedoch als Übungsaufgabe für eine zukünftige Refaktorierungsaufgabe übrig, um Diff-Rauschen in diesem Patch zu vermeiden.
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