CVE-2026-99134 in Linux
Sumário
de VulDB • 28/10/2026
No kernel do Linux, a seguinte vulnerabilidade foi resolvida:
mac802154: corrige data race e NULL deref em local->assoc_dev
local->assoc_dev é compartilhado entre o caminho de associação (association path) e o worker de resposta de associação sem sincronização comum.
mac802154_perform_association() armazena o ponteiro do coordenador e aguarda uma resposta. Seus caminhos de timeout e erro limpam o ponteiro e retornam para mac802154_associate(), que pode então liberar (free) o objeto do coordenador. Enquanto isso, mac802154_rx_mac_cmd_worker() pode observar o bit associating e entrar em mac802154_process_association_resp(), que faz um dereference de assoc_dev.
A verificação de bit pelo worker e o dereference de ponteiro pelo handler não são atômicos em relação à limpeza (cleanup). A limpeza pode limpar assoc_dev entre eles, causando um NULL dereference, ou liberar o coordenador enquanto o handler da resposta ainda usa o ponteiro.
O resultado registrado é exposto na mesma janela temporal. assoc_status e assoc_addr são escritos pelo handler, mas lidos pelo caminho de associação enquanto o bit associating ainda está definido; portanto, uma segunda resposta para a mesma solicitação — por exemplo, maliciosa — pode substituí-los entre essas leituras e deixar o chamador com um par status/endereço incoerente.
O handler da resposta precisa apenas do endereço estendido (extended address) do coordenador. Substitua assoc_dev por um endereço em cache, removendo a dependência de lifetime do ponteiro. Proteja o endereço em cache e o bit associating com uma spinlock dedicada. Um par READ_ONCE()/WRITE_ONCE() não garantiria um acesso atômico __le64 em todas as arquiteturas de 32 bits.
wpan_dev->association_lock não pode ser reutilizado aqui: nl802154_associate() o mantém durante rdev_associate(), portanto, por toda a duração de mac802154_perform_association(), incluindo a espera pela resposta. Um handler de resposta que adquirisse esse lock só o obteria após a associação já ter desistido (timeout).
Redefina a completion, publique o endereço em cache e defina o bit associating enquanto mantém o lock. O handler da resposta adquire o lock, revalida o bit e o endereço em cache, registra a resposta, limpa o bit e só então completa (completes) o waiter. Assim, a limpeza não pode passar pelo handler entre sua verificação de estado e a conclusão, e o valor 64-bit em cache não sofre tearing.
O handler limpa o bit antes de completar, e não o waiter acordado: caso contrário, complete() seria emitido sob o lock e uma segunda resposta (por exemplo, maliciosa) poderia readquiri-lo antes do waiter e substituir o resultado. Portanto, um wait que retorna sucesso implica que o bit já está limpo, e os caminhos de sucesso e resposta negativa retornam diretamente. Os caminhos transmit-error e timeout ainda limpam sob assoc_lock, o qual serializa qualquer response em race contra a cleanup enquanto a chamada retorna o erro que já selecionou. Ambos os paths fazem snapshot de assoc_status e assoc_addr sob o mesmo lock.
Ambos os usuários executam no contexto de processo (process context), portanto uma spinlock simples é suficiente. O lock não é mantido durante a espera pela completion.
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