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  - Nokogiri 是 Ruby 編程語言的開源 XML 和 HTML 庫。在之前 1.19.4，Nokogiri：：XML：：XPathContext 不會使其來源文件保持活動狀態以進行記憶體回收。如果 XPathContext 超過其文件，且已收集文件，則評估 XPath 運算式可能會讀取無效記憶體，並可能發生 segfault。只有當應用程式程式碼直接建構 XPathContext 並讓文件在繼續使用內容時變得無法存取時，才能實現此目的。一般的 Document#xpath、#css 和相關搜尋方法不受影響，也不會被惡意文件輸入觸發。此弱點已在 1.19.4 中修正。(CVE-2026-57437)

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  - Nokogiri 是 Ruby 編程語言的開源 XML 和 HTML 庫。在之前 1.19.4，Nokogiri 在繼承自 Nokogiri：：XML：：Node 的已分配但未初始化的原生包裝類別上呼叫某些方法時包含一個錯誤。這會導致 NULL 指標解除參照，進程可能會當機。此弱點已在 1.19.4 中修正。(CVE-2026-57434)

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  - Nokogiri 是 Ruby 編程語言的開源 XML 和 HTML 庫。在之前 1.19.4，Nokogiri 的 CRuby 原生延伸模組在取代 XML 屬性的值時，可能會留下指向釋放記憶體的 Ruby 包裝函式。如果 Ruby 程式碼已經存取了屬性子節點，則 Nokogiri：：XML：：Attr#value= 可以釋放基礎原生子節點，而包裝函式仍可透過文件節點快取存取。稍後使用釋放的子節點或 Ruby GC 標記可能會取消參照無效指標，進而導致讀取無效，並可能發生 segfault。此弱點已在 1.19.4 中修正。(CVE-2026-57435)

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  - Nokogiri 是 Ruby 編程語言的開源 XML 和 HTML 庫。在 之前， 1.19.4Nokogiri：：XML：:D ocument#root= 僅驗證新根目錄是否為 Nokogiri：：XML：：Node，允許將 DTD 節點設定為文件根目錄。結果是在垃圾收集或完成期間發生堆積釋放後使用，導致記憶體讀取無效或可能發生段錯誤。此弱點已在 1.19.4 中修正。(CVE-2026-57436)

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  - Nokogiri 是 Ruby 編程語言的開源 XML 和 HTML 庫。在之前 1.19.4，使用無效編碼 （例如，非字串或包含空位元組的字串） 呼叫 Document#encoding= 會引發異常，但只有在釋放文件目前的編碼字串而不取代它之後。文件會保留引用釋放的記憶體，因此下次呼叫 Document#encoding 會讀取無效的記憶體，這可能會導致段錯誤或將釋放的位元組洩漏到 Ruby 字串中。僅影響 CRuby （libxml2） 實作;JRuby 不受影響。此弱點已在 1.19.4 中修正。(CVE-2026-57236)

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  - vtk vtk-dicom vtkDICOMItem：：NewDataElement 堆積型緩衝區溢位弱點 （CVE-2026-22879）

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  - 在 antlr ANTLR4 中 4.13.2偵測到弱點，直到 。受此問題影響的是元件 tokenVocab 文法選項處理常式的檔案工具/src/org/antlr/v4/parse/TokenVocabParser.java 的函式 getImportedVocabFile。操控會導致路徑遊走。攻擊者可從遠端執行此攻擊。此惡意利用現已公開且可能遭到利用。已就此洩漏問題及早聯絡供應商，但是供應商未以任何方式回應。(CVE-2026-13503)

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  - 已在 antlr ANTLR4 4.13.2中發現弱點，直至 。受影響的是元件文法動作區塊處理常式的檔案 tool/src/org/antlr/v4/codegen/model/OutputFile.java 的未知函式。
    執行操作可能會導致程式碼插入。攻擊者可在遠端執行此攻擊。該漏洞已向公眾開放，可用於攻擊。已就此洩漏問題及早聯絡供應商，但是供應商未以任何方式回應。(CVE-2026-13500)

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  - socat 1.8.0.0 至 1.8.1.1 版本包含堆積型緩衝區溢位弱點，允許惡意 SOCKS5 Proxy 伺服器利用 DOMAINNAME 回覆剖析器中的副檔名瑕疵覆寫相鄰的堆積記憶體。在連線設定期間，系統會透過已簽名的字元欄位讀取網域名稱長度位元組，導致負 bytes_to_read 值隱含轉換為 size_t，進而導致無限堆積寫入 262 位元組回覆緩衝區，且大小和內容由攻擊者控制。
    (CVE-2026-56123)

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  - 在 antlr ANTLR4 4.13.2中發現了一個缺陷，直到 。這會影響元件 Maven Plugin 的檔案 antlr4-maven-plugin/src/main/java/org/antlr/mojo/antlr4/GrammarDependencies.java 的函式 ObjectInputStream.readObject。此操作會導致檢查時間使用時間。攻擊僅限於本機執行。攻擊需要高度複雜性。這表明可利用性是困難的。惡意利用已發布且可能遭到利用。已就此洩漏問題及早聯絡供應商，但是供應商未以任何方式回應。(CVE-2026-13502)

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  - 在 antlr ANTLR4 中 4.13.2偵測到一個安全性弱點，直到 。受此弱點影響的是元件 gofmt 的檔案 tool/src/org/antlr/v4/codegen/target/GoTarget.java 的函式 GoTarget。操控會導致命令插入。攻擊只能從本機環境執行。該漏洞已公開披露並可能被使用。已就此洩漏問題及早聯絡供應商，但是供應商未以任何方式回應。(CVE-2026-13501)

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  - 在 LXD 版本和 6.85.21 Linux 上，CreateCustomVolumeFromBackup 中的 Nil-pointer 解除參照允許具有can_create_storage_volumes權限的已驗證使用者透過特製的自訂磁碟區備份 tarball 造成拒絕服務，該 tarball 省略了 expires_at 快照欄位。（CVE-2026-9639）

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  - LXD 中存在一個關於在快照還原期間處理專案限制原則之前、5.21.0之前5.21.5和5.0.0之前5.0.7的6.06.9權限提升弱點。在受限制的多租用戶環境中，經過驗證的專案操作員可以匯入在快照中包含受限制組態金鑰的惡意製作執行個體備份，以繞過原則限制。還原快照時，這些受限制的金鑰會套用至即時執行個體，而無需進行政策驗證。啟動修改後的執行個體會授予操作員未經授權的主機 root 存取權。
    (CVE-2026-9640)

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  - nghttp2 的 nghttpx 代理 1.69.0 轉發一個 HTTP/1.1 升級請求，該請求也將 Content-Length 標頭和內文帶到可重複使用的 keep-alive 後端連接上，在逐字傳遞 Content-Length 的同時重新添加 Upgrade 和 Connection 標頭。後端能夠以對攻擊者有利的方式解決產生的模棱兩可的訊息，從而啟用 HTTP 要求/回應走私和跨用戶端回應佇列中毒。
    (CVE-2026-58055)

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  - ocfs2/dlm：修正 dlm_match_regions（） 區域比較中的差一錯誤 本機與遠端區域比較迴圈使用 '<=' 而不是 '<'，導致它讀取一個超出有效qr_regions範圍的項目。同一函式中的其他迴圈正確使用「<」。修正迴圈條件以使用「<」以確保一致性和正確性。（CVE-2026-53309）

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  - btrfs：僅在寫入成功後釋放髒頁面 io 樹狀結構 [警告] 在卸載時針對髒範圍緩衝區 （也就是系列的下一個修補程式） 的額外警告，測試案例 generic/388 可以在卸載時觸發以下有關髒範圍緩衝區的警告： BTRFS 嚴重 （裝置 dm-2 狀態 E）：
    緊急關機 BTRFS 錯誤 （裝置 dm-2 狀態 E）： 寫出交易時出錯： -30 BTRFS 警告 （裝置 dm-2 狀態 E）： 跳過中止交易的認可。BTRFS 錯誤 （裝置 dm-2 狀態 EA）：
    交易 9 中止 （錯誤 -30） BTRFS：cleanup_transaction：2068 中的錯誤 （裝置 dm-2 狀態 EA）：
    errno=-30 唯讀檔案系統 BTRFS 資訊 （裝置 dm-2 狀態 EA）：強制唯讀 BTRFS 資訊 （裝置 dm-2 狀態 EA）：上次卸載檔案系統 4fbf2e15-f941-49a0-bc7c-716315d2777c ------------[ 切到此處]------------ 警告：disk-io.c：3311 位於 invalidate_and_check_btree_folios+0xfd/0x1ca [btrfs]， CPU#8：
    umount/914368 CPU：8 UID：0 PID：914368 通訊：umount 污點：G OE 7。 1.0-rc1-custom+ #372 PREEMPT（full） 2de38db8d1deae71fde295430a0ff3ab98ccf596 硬體名稱：QEMU 標準 PC （Q35 + ICH9， 2009），BIOS 未知 02/02/2022 RIP：0010：invalidate_and_check_btree_folios+0xfd/0x1ca [btrfs] 呼叫追蹤： <TASK> close_ctree+0x52e/0x574 [btrfs d2f0b1cd330d1287e7a9919d112eadfc0e914efd] generic_shutdown_super+0x89/0x1a0 kill_anon_super+0x16/0x40 btrfs_kill_super+0x16/0x20 [btrfsd2f0b1cd330d1287e7a9919d112eadfc0e914efd] deactivate_locked_super+0x2d/0xb0 cleanup_mnt+0xdc/0x140 task_work_run+0x5a/0xa0 exit_to_user_mode_loop+0x123/0x4b0 do_syscall_64+0x243/0x7c0 entry_SYSCALL_64_after_hwframe+0x4b/0x53 </TASK> ---[ end trace 000000000000000000 ]--- BTRFS 警告 （裝置 dm-2 狀態 EA）：無法釋放範圍緩衝區 30539776 所有者 9 gen 9 refs 2 旗標 0x7 BTRFS 警告 （裝置 dm-2 狀態 EA）： 無法釋放範圍緩衝區30621696所有者 257 gen 9 refs 2 旗標 0x7 BTRFS 警告 （裝置 dm-2 狀態 EA）：
    無法釋放範圍緩衝區 30638080 所有者 258 gen 9 refs 2 旗標 0x7 BTRFS 警告 （裝置 dm-2 狀態 EA）：無法釋放範圍緩衝區 30654464 所有者 7 gen 9 refs 2 旗標 0x7 BTRFS 警告 （裝置 dm-2 狀態 EA）：無法釋放範圍緩衝區 30703616 所有者 2 gen 9 refs 2 旗標 0x7 BTRFS 警告 （裝置 dm-2 狀態 EA）： 無法釋放範圍緩衝區 30720000 所有者 10 gen 9 refs 2 旗標 0x7 BTRFS 警告 （裝置 dm-2 狀態 EA）：無法釋放範圍緩衝區 30736384 所有者 4 gen 9 refs 2 旗標 0x7 BTRFS 警告 （裝置 dm-2 狀態 EA）：無法釋放範圍緩衝區 30752768 所有者 11 gen 9 refs 2 旗標 0x7 我使用的是精簡版本， 這似乎更可靠地觸發警告： _fsstress_pid= workload（） { dmesg -C mkfs.btrfs -f -K $dev > /dev/null echo 1 > /sys/kernel/debug/clear_warn_once mount $dev $mnt $fsstress -w -n 1024 -p 4 -d $mnt & _fsstress_pid=$！ sleep 0 $godown $mnt pkill --echo -PIPE fsstress > /dev/null 等待 $_fsstress_pid unset _fsstress_pid umount $mnt if dmesg | grep -q 警告;
    然後失敗 fi } for （（ i = 0; i < $runtime; i++ ））; do echo === $i/$runtime === 工作量完成 [原因] 在 btrfs_write_and_wait_transaction（） 中，我們首先嘗試寫入所有髒的 eb，然後等待它們完成。之後，我們呼叫 btrfs_extent_io_tree_release（） 以釋放 io 樹dirty_pages所有範圍狀態。但是，如果我們從 btrfs_write_marked_extent（） 中遇到錯誤，那麼我們仍然會呼叫 btrfs_extent_io_tree_release（） 來清除該dirty_pages io 樹狀結構，其中可能包含我們尚未提交的已變更記錄。此外，後面的事務清理路徑將利用該dirty_pages io 樹來正確清理那些髒的 eb，但由於它已經是空的，因此沒有正確清理任何髒的 eb，因此稍後會觸發 invalidate_btree_folios（） 內的警告。---truncated--- （CVE-2026-53284）

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  - mm/list_lru：在重新父項上清除 xarray 項目之前memcg_reparent_list_lrus（） 會以 xas_store（&xas， NULL） 清除瀕臨死亡的 memcg 的 xarray 項目，然後再將其每個節點清單的父項重新設定為父項。
    這會開啟一個窗口，其中到達垂死 memcg 的並發 list_lru_del（） 看到 xa_load（） == NULL，走到 lock_list_lru_of_memcg（） 中的父項，獲取父項的每節點鎖，並在垂死的 memcg 清單上仍以物理方式連結的項目呼叫 list_del_init（）。如果另一個正在進行的執行緒同時持有垂死的 memcg 的每個節點鎖 （另一個list_lru_del，或執行隔離回呼的list_lru_walk_one），則兩個執行緒都會修改不同鎖定下相同實體清單上的 ->next/->prev 指標。相鄰項目可能會破壞彼此的連結。透過顛倒順序來修復它：為每個節點清單重新上層，並將子清單 lru 標記為死，然後清除 xarray 項目。任何找到仍然設定的 xarray 項目的並發list_lru操作要么採用垂死的 memcg 的每節點鎖（與 drain 同步），要么看到LONG_MIN並走到父項，項目現在所在的位置。
    (CVE-2026-53153)

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  - drm/amdkfd： 修正 SDMA 佇列檢查點/還原 GFX11 中的緩衝區溢位 v11 MQD 管理程式錯誤地指派 KFD_MQD_TYPE_SDMA 佇列的 checkpoint_mqd/restore_mqd 的 CP 計算變體。這些函式使用 sizeof（struct v11_compute_mqd） （2048 位元組） 而不是 sizeof（struct v11_sdma_mqd） （512 位元組），造成 1536 位元組的溢位。在 Navi3x 上 SDMA 佇列的 CRIU 檢查點期間： - checkpoint_mqd（） 從 512 位元組的 SDMA MQD 緩衝區讀取 2048 個位元組，將 1536 位元組的相鄰 GTT 記憶體洩漏給使用者空間 在 CRIU 還原期間： - restore_mqd（） 將 2048 個位元組寫入 512 位元組的 SDMA MQD 緩衝區，損毀 1536 位元組的相鄰 GTT 記憶體 （通常是環形緩衝區或相鄰的 MQD） 這是 v11 獨有的複製貼上迴歸。所有其他 ASIC 後端 （cik、vi、v9、v10、v12） 會正確使用 SDMA 特定的變體。新增 checkpoint_mqd_sdma（） 及 restore_mqd_sdma（） 函式，以妥善處理較小的 v11_sdma_mqd 結構，以符合其他 MQD 管理程式中使用的型樣。（從提交 6fa41db7ffdec97d62433adf03b7b9b759af8c2c 中挑選）（CVE-2026-53143）

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  - net： phonet：RCU 寬限期後釋放phonet_device phonet_device_destroy（） 會使用 list_del_rcu（） 從每個網路裝置清單中移除phonet_device，但會立即釋放它。在移除物件後，遍歷相同清單的 RCU 讀取器仍可按住物件的指標，進而導致釋放後使用平板。
    使用 kfree_rcu（），符合 phonet_address_del（） 已針對相同物件類型使用的存留期規則。
    (CVE-2026-53157)

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  - dm 快取原則 smq：檢查 invalid lock commit 2d1f7b65f5de 下的分配 （dm 快取原則 smq：修正無效快取區塊中缺少的鎖定） 在 smq_invalidate_mapping（） 的破壞性部分周圍新增了 mq->lock，但將 e->分配檢查留在了關鍵區段之外。這留下了一場先檢查後行動的競賽。兩個並行的無效器都可以在它們中的任何一個採用 mq->lock 之前觀察到 e->allocated 為 true。第一個取得鎖定的無效程式會從佇列和雜湊表中移除項目，然後呼叫 free_entry（），這會清除 e->allocated 並將項目放回可用清單中。然後，第二個無效者可以取得 mq->lock 並繼續使用未鎖定檢查的過時結果。這可能會刪除不再位於這些結構上的項目，從而損毀 SMQ 佇列或雜湊表。當再次釋放相同的項目時，它也可以在 free_entry（） 中點擊分配檢查。將分配檢查移至 mq->lock 下，以便述詞和破壞性作業由相同的鎖定序列化。（CVE-2026-53265）

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  - net/smc：修正 __smc_setsockopt（） 中導致本機 DoS 的 sleep-inside-lock __smc_setsockopt（） 中的邏輯缺陷允許本機無特權使用者透過無限期持有通訊端鎖定來造成拒絕服務 （DoS）。函數 __smc_setsockopt（） 在按住 lock_sock（sk） 時呼叫 copy_from_sockptr（）。透過傳遞 userfaultfd 監控的記憶體頁面 （或停用無特權 userfaultfd 的系統上的 FUSE 支援記憶體） 作為 optval，攻擊者可以在複製作業期間停止執行，並保持鎖定狀態。結合 shutdown（） 等非同步拆卸操作，這會耗盡核心 wq （kworkers） 並觸發懸置任務監控程式。[ 240.123456] 資訊：任務 kworker/u8：2 被封鎖超過 120 秒。[ 240.123489] 呼叫追蹤：[ 240.123501] smc_shutdown+...[ 240.123512] lock_sock_nested+... 此修補程式會將使用者空間副本移至 lock_sock（） 關鍵區段之外，以防止此問題發生。（CVE-2026-53274）

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  - ALSA：usb-audio：綁定的 MIDI 2.0 端點描述元掃描 USB MIDI 2.0 端點剖析器具有與舊版 MIDI 剖析器相同的描述元行走模式。在讀取 baAssoGrpTrmBlkID[] 之前，它會針對 bNumGrpTrmBlock 驗證 bLength，但不會針對端點額外掃描中的其餘位元組進行驗證。因此，格式錯誤的裝置可能會使稍後的 baAssoGrpTrmBlkID[] 讀取耗用遍歷描述元的位元組。在遍歷端點額外內容時拒絕零長度和過長的描述元。（CVE-2026-52964）

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  - mmc：dw_mmc-rockchip：為非常舊的控制器新增缺少的私有資料 真正舊的控制器（rk2928、rk3066、rk3188）根本不支援 UHS 速度，因此從未處理過相位資料。因此，它從來沒有parse_dt回呼，也根本沒有驅動程式私人資料。提交 ff6f0286c896 （mmc：
    dw_mmc-rockchip：新增記憶體時鐘自動門控支援）使私有資料成為強制性的，因為 init 函數檢查階段是在內部配置還是透過時鐘控制器配置。這會導致舊的 SoC 在嘗試存取該私有資料結構時遇到 NULL 指標解除參照。雖然我們可以在所有地方都有 if （priv） 條件，但只為舊類型提供私有資料結構會不那麼混亂。（CVE-2026-53152）

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  - PCI：端點：pci-ep-msi：修正錯誤解除並防止重複分配 pci_epf_alloc_doorbell（） 在請求 MSI 向量之前，將分配的門鈴訊息陣列儲存在 epf->db_msg/epf->num_db 中。如果 MSI 配置失敗，陣列會釋放，但 EPF 狀態仍可能指向已釋放的記憶體。清除 MSI 配置失敗路徑上的 epf->db_msg 和 epf->num_db，以便稍後的清理無法雙重釋放陣列，且呼叫端可以重試配置。當已分配門鈴時，也請返回 -EBUSY，以防止洩漏或覆蓋現有分配。（CVE-2026-53067）

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  - erofs：修正 sbi->sync_decompress z_erofs_decompress_kickoff（） 上的釋放後使用可能與檔案系統卸載爭用，導致 sbi->sync_decompress 上的釋放後使用。當 I/O 完成時，z_erofs_endio（） 會呼叫 z_erofs_decompress_kickoff（） 以非同步方式將 z_erofs_decompressqueue_work（） 排入佇列。然後，在解鎖所有對開本後，卸載工作流程可以繼續，並且在存取 sbi->sync_decompress 之前將釋放 sbi。執行緒 （卸載） I/O 完成 kworker queue_work z_erofs_decompressqueue_work （所有對開本都已解鎖） cleanup_mnt ..erofs_kill_sb erofs_sb_free kfree（sbi） 訪問 sbi->sync_decompress // UAF！！（CVE-2026-53272）

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  - drm/gma500/oaktrail_lvds：修正初始化失敗時的懸置 LVDS 初始化程式碼使用 i2c_get_adapter（） 查詢 I2C 轉接器，並嘗試讀取 EDID，然後再返回配置和註冊自己的轉接器。錯誤處理不會區隔這些情況，因此在延遲初始化失敗時，它會嘗試取消註冊並釋放先前已註冊的配接器。由於 i2c_get_adapter（） 會接受另一個轉接器的參照，因此在等候釋放參照時，取消註冊會無限期停擺。透過僅在錯誤時銷毀 LVDS init 期間配置的轉接器來修正此問題。（CVE-2026-53279）

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  - 藍牙：ISO：修正 hci_conn 指標的釋放後使用 在 iso_sock_rebind_bc（） 中，bis 指標被快取，然後刪除通訊端鎖定：bis = iso_pi（sk）->conn->hcon;/* 在查詢之前釋放通訊端，因為這需要 hci_dev_lock * 在按住 sock_lock 時不得取得該通訊端才能正確使用
    * 訂購。*/ release_sock（sk）;hci_dev_lock（bis->hdev）;在解鎖的視窗期間，並發 close（） 是否會破壞連線並釋放 bis 結構，導致 hci_dev_lock（bis->hdev） 在釋放後存取記憶體，請使用透過 iso_conn_get_hdev（） 安全取得的 hdev 參照來修正此問題。（CVE-2026-53276）

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  - net/802/mrp：修正 mrp_pdu_parse_vecattr 中的向量屬性剖析 在 mrp_pdu_parse_vecattr（） 中，向量屬性事件每個位元組編碼三個，valen 追蹤剩餘待處理的事件數。剖析器在處理每個事件位元組的第一個和第二個事件之後遞減 valen，但在處理第三個事件之後不會遞減 valen。當 valen 剛好是 3 的倍數時，迴圈會在最後一個有效事件之後繼續，並將下一個位元組作為新的事件位元組取用，將虛假事件套用至 MRP 申請者狀態。此外，當 valen 為零時，剖析器會無條件地取用 attrlen 位元組作為 FirstValue 並推進位移，即使根據 IEEE 802.1ak，只有 LeaveAllEvent 的 VectorAttribute 的 valen 為零且沒有 FirstValue 或 Vector 欄位。這會損毀後續 PDU 剖析的偏移。
    此外，當 valen 超過三個時，迴圈會跨越位元組界限，但屬性值不會在一個位元組的最後一個事件與下一個位元組的第一個事件之間遞增。這會導致下一個位元組的第一個事件使用與第三個事件相同的屬性值，而不是下一個連續值。
    處理第三個事件後遞減 valen，當 valen 為零時跳過 FirstValue 消耗，並在每次迴圈迭代結束時遞增屬性值。（CVE-2026-53245）

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  - thunderbolt：在類型轉換 tb_xdp_handle_request（） 將收到的封包緩衝區轉換為通訊協定特定結構之前，驗證 XDomain 要求封包大小，而不驗證配置是否足夠大。對等體可以傳送最小的 XDomain 封包，該封包通過通用標頭長度檢查，但比轉換後存取的結構短，從而導致 kmemdup 配置的越界讀取。透過 xdomain_request_work 進行封包長度，並在每次轉換之前根據預期的結構大小進行驗證。（CVE-2026-53147）

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  - drm/amd/display：在 DC_RUN_WITH_PREEMPTION_ENABLED 中包裝 DCN32 幻象平面分配 [Why] dcn32_validate_bandwidth（） 用 DC_FP_START（）/DC_FP_END（） 包裝 dcn32_internal_validate_bw（）。在 x86 非 RT 中，DC_FP_START 採用 fpregs_lock（），這會停用本機 softirq。透過 dcn32_enable_phantom_plane（） 的 DML1 路徑會呼叫 kvzalloc（），為dc_plane_state配置 ~335 KiB。這會觸發 vmalloc 路徑，該路徑會呼叫 BUG_ON（in_interrupt（）），因為它是在啟用 FPU （已停用 softirq） 的區域內叫用，從而導致核心損毀。[如何]將 dc_state_create_phantom_plane（） 呼叫與 DC_RUN_WITH_PREEMPTION_ENABLED（） 巨集包裝，以允許在此記憶體配置期間搶佔。（從提交 885ccbef7b94a8b38f69c4211c679021aa27ad11 中挑選）（CVE-2026-53285）

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  - rxrpc： 修正 ACK 剖析器以擷取 SACK 表格進行剖析 修正 rxrpc_input_soft_acks（） 中收到的 skbuff 的修改，以及當 AF_RXRPC 嘗試剖析之前將 SACK 表格的內容複製到緩衝區中，藉此擷取 SACK 表格的內容時，可能要將封包預先產生為片段化 （封包可能必須刻意預先產生為片段化）AF_RXRPC假設它可以只調用 skb_condense（），然後從 skb->data 有效存取 SACK 表，並且它將是一個平面緩衝區 - 但 skb_condense（） 在某些情況下可能會默默地無法執行任何操作。請注意，雖然 rxrpc_input_soft_acks（） 應該能夠剖析擴充的 ACK，但AF_RXRPC其餘部分目前不支援。此外，無需在 rxrpc_input_ack（） 中調用 skb_condense（），所以不要調用。（CVE-2026-53151）

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  - platform/wmi：使用通用driver_override基礎結構 當驅動程式被探查時
    __driver_attach（） 時，會在未持有裝置鎖定的情況下呼叫匯流排的 match（） 回呼，因此在沒有鎖定的情況下存取 driver_override 欄位，這可能會導致 UAF。使用驅動程式核心driver_override基礎結構來修正此問題，並在內部進行適當的鎖定。請注意，從
    未保留裝置鎖定的 __driver_attach（） 是故意的。[1] （CVE-2026-53119）

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  - accel/ivpu：新增韌體執行階段記憶體的邊界檢查 驗證映像標頭中指定的韌體執行階段記憶體是否正確對齊和大小以保存韌體映像。這可以防止記憶體配置和影像傳輸期間發生錯誤。（CVE-2026-53206）

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  - 暫存：RTL8723BS：修正 rtw_update_protection rtw_update_protection（） 中的緩衝區過度讀取，並使用指標位移進入 ies 緩衝區，但會傳遞完整ie_length，導致潛在的緩衝區過度讀取。
    (CVE-2026-53179)

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  - timers/migration：修正 cpu == smp_processor_id（） 時 tmigr_handle_remote_up（） 中的活鎖 tmigr_handle_remote_cpu（） 會跳過 timer_expire_remote（），假設本機 softirq 路徑已經處理了此 CPU 的計時器。這個假設是錯誤的，因為在 run_timer_base（BASE_GLOBAL） 中處理 CPU 的全域計時器之後和 tmigr_handle_remote（） 評估到期時間之前，jiffies 可以前進。因此，在 CPU 本機計時器輪盤前進後到期並在遠端處理中過期的計時器會被忽略，並且永遠不會叫用回呼並從計時器輪中刪除。更糟糕的是，fetch_next_timer_interrupt_remote（） 不斷將其報告為已過期，並且每次迭代時事件都會以 expires == 現在重新排隊。goto-again 循環無限期地旋轉。透過無條件調用 timer_expire_remote（） 來解決此問題。對於常見情況來說，這是最小的開銷，因為如果本地輪中沒有任何內容要過期，則 __run_timer_base（） 會立即返回。[ tglx：修改變更日誌並新增註解 ]（CVE-2026-53180）

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  - KVM：arm64：在保留 kvm->srcu 時，預期呼叫的錯誤插入和 AT 模擬 walk_s1（） 和 kvm_walk_nested_s2（） 中的頁面表格遍歷的 SRCU 鎖，以防止記憶體插槽變更。雖然通常是這種情況，但 __kvm_at_s12（） 和 __kvm_find_s1_desc_level（） 呼叫各自的步行器，而無需採用 kvm->srcu。在這兩個執行個體中，在表格遍歷之前取得 kvm->srcu 來修正。
    (CVE-2026-53277)

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  - hv_netvsc：在 netvsc_copy_to_send_buf netvsc_copy_to_send_buf（） 中使用 kmap_local_page 會在項目 PFN 上使用 phys_to_virt（） 將頁面緩衝區項目複製到 VMBus 傳送緩衝區中。RNDIS 標頭和 skb 線性資料的條目來自 kmalloc 的記憶體，並且始終位於核心直接映射中，但 skb 片段的條目參考頁面快取或使用者頁面，這些頁面在 CONFIG_HIGHMEM=y 的 32 位元 x86 上可以位於 LOWMEM 邊界之上。對於這樣的頁面 phys_to_virt（） 傳回直接映射之外的位址，以及傳輸 softirq 路徑上的後續 memcpy（） 錯誤，這是致命的。請改用 kmap_local_page（） 對應頁面，處理頁面緩衝區項目的兩個屬性： - pb[i].pfn 是 HV_HYP_PAGE_SIZE （4K） 粒度的 Hyper-V PFN，而不是原生 PFN。先重建實體位址，並從中衍生原生頁面，讓對應在PAGE_SIZE > HV_HYP_PAGE_SIZE處保持正確 （例如
    arm64,64K 頁）。- 由於提交 41a6328b2c55 （hv_netvsc：在頁面緩衝區陣列中保留連續的 PFN 分組），項目描述了一個完整的物理連續片段，而 pb[i].len 可以超過 PAGE_SIZE，而 kmap_local_page（） 映射單個頁面。逐頁複製，在本機頁面邊界處分割。複製路徑僅處理小於傳送區段大小 （預設為 6144 位元組） 的封包;
    較大的封包會採用僅複製 RNDIS 標頭的cp_partial路徑。因此，此處的條目受部分大小的限制，並且在 4K 頁面系統上最多拆分一次副本。在 ！CONFIG_HIGHMEM 上，組態 kmap_local_page（） 會摺疊為 page_address（），且不會新增任何對應工作。（CVE-2026-53199）

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  - libssh2 會 1.11.1 以SSH2_REALLOC增加其公開金鑰清單，但在剖析填入新項目之前不會對新項目進行零初始化，因此到達清理路徑的剖析失敗會留下libssh2_publickey_list_free在未初始化的項目上運作。提供公開金鑰子系統的惡意 SSH 伺服器可使用格式錯誤的回應，在連線的 libssh2 用戶端中釋放未初始化、受攻擊者影響的 attrs 指標。（CVE-2026-58051）

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  - RDMA/core：根據 DMAH 配置中的 nr_cpu_ids 驗證cpu_id 使用者空間透過 UVERBS_ATTR_ALLOC_DMAH_CPU_ID 提供的 cpu_id 屬性會直接傳遞至 cpumask_test_cpu（），而無需先驗證該值是否在有效的 CPU 範圍內。將此類不受信任的資料傳遞給 cpumask_test_cpu（） 可能會導致底層 cpumask 點陣圖的越界讀取：協助程式擴展為 test_bit（），該 （） 透過 cpu_id / BITS_PER_LONG 對點陣圖進行索引，而無需綁定檢查。此外，在使用 CONFIG_DEBUG_PER_CPU_MAPS 構建的核心上，它會觸發 cpumask_check（） 中的 WARN_ON_ONCE（）;結合panic_on_warn這會將錯誤的使用者輸入變成電腦重新開機。拒絕任何不小於nr_cpu_ids的cpu_id
    -EINVAL。據 Smatch 報導。（CVE-2026-53187）

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  - bnxt_en：修正根連接埠或下游連接埠偵測到的 NULL 指標解除參照 PCIe 錯誤，導致錯誤復原服務在所有次級裝置上執行，而不論管理狀態為何。.error_detected（） 回呼 bnxt_io_error_detected（） 透過 bnxt_disable_int_sync（） 停用並同步 IRQ，該回呼呼叫 bnxt_cp_num_to_irq_num（） 以使用 bp->bnapi 將完成環映射到 IRQ。由於 bp->bnapi 是在 NIC 開啟時配置，並在 NIC 關閉時釋放，因此關閉 NIC 上的 PCIe 錯誤復原可能會取消參照 NULL 指標。在停用和同步處理 IRQ 之前，檢查 bp->bnapi 是否為 NULL。（CVE-2026-53177）

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  - drm/vc4：修正 krealloc（） 記憶體洩漏 不要只用傳回值覆蓋傳遞給 krealloc（） 的原始指標而不檢查後者： MEM = krealloc（MEM， SZ， GFP）;如果 krealloc（） 傳回 NULL，則會清除指向仍配置記憶體的指標，因此會洩漏此記憶體。相反地，請使用暫存變數，檢查它不是 NULL，然後才將其指派給原始指標：TMP = krealloc（MEM， SZ， GFP）;如果 （！TMP）返回;MEM = TMP;在上面，使用 krealloc_array（）。（CVE-2026-53213）

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  - thunderbolt：將根目錄內容繫結至區塊大小 __tb_property_parse_dir（） 不會檢查 content_offset + content_len 是否符合根目錄大小寫的block_len。當 rootdir->length 等於或超過 block_len - 2 時，項目迴圈會讀取已分配的屬性區塊。在計算content_offset後新增邊界檢查，並content_len以拒絕內容超出區塊的目錄。（CVE-2026-53149）

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  - bpf：在常數致盲之後修正過時的 offload->prog 指標 當僅限 dev-bound 的 BPF 程式 （BPF_F_XDP_DEV_BOUND_ONLY） 在啟用常數致盲 （bpf_jit_harden >= 2） 的情況下進行 JIT 編譯時，bpf_jit_blind_constants（） 會複製程式。然後在 bpf_jit_prog_release_other（） 中釋放原始程序，該程序會更新 aux->prog 以指向倖存的複製，但無法更新 offload->prog。這會留下 offload->prog 指向釋放的原始程式。當網路命名空間隨後被破壞時，cleanup_net（） 會觸發 bpf_dev_bound_netdev_unregister（），它會反覆運算 ondev->progs 並呼叫 __bpf_prog_offload_destroy（offload->prog）。存取釋放的程序會導致頁面錯誤： 錯誤：無法處理位址的頁面錯誤：ffffc900085f1038 工作佇列：netns cleanup_net RIP：0010：__bpf_prog_offload_destroy+0xc/0x80 呼叫追蹤：__bpf_offload_dev_netdev_unregister+0x257/0x350 bpf_dev_bound_netdev_unregister+0x4a/0x90 unregister_netdevice_many_notify+0x2a2/0x660 ...
    cleanup_net+0x21a/0x320 可靠觸發此動作的測試順序為： 1. 設定 net.core.bpf_jit_harden=2 （echo 2 > /proc/sys/net/core/bpf_jit_harden） 2.執行 xdp_metadata selftest，這會在 netns （./test_progs -t xdp_metadata） 3 內的 veth 上建立僅限開發綁定的 XDP 程式。cleanup_net -> 頁面錯誤
    __bpf_prog_offload_destroy 僅限 Dev-bound 程式的獨特之處在於它們具有卸載結構，但會透過一般 JIT 路徑，而不是 bpf_prog_offload_compile（）。這意味著它們會受到不斷的盲法克隆和替換的影響，同時還具有必須保持同步的卸載>前奏。透過更新 bpf_jit_prog_release_other（） 中的 offload->prog 以及現有的 aux->prog 更新來修正此問題。
    兩者都是前奏的後備指針，在更換前奏時必須保持同步。（CVE-2026-53094）

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  - net： mvpp2：將 XDP 框架大小限制為 RX 緩衝區 mvpp2 具有短和長 BM 集區，短集區緩衝區可以小於 PAGE_SIZE。儘管如此，XDP路徑仍會以PAGE_SIZE作為框架大小初始化每個xdp_buff。XDP協助程式會使用frame_sz來驗證尾部成長，並衍生資料區域的硬端。短緩衝區的廣告PAGE_SIZE可能會讓 bpf_xdp_adjust_tail（） 將封包增長到超過實際分配，從而損壞記憶體或稍後觸發 skb 尾室檢查。使用 bm_pool->frag_size初始化 XDP 緩衝區，以便 XDP 尾部符合支援封包的實際緩衝區。（CVE-2026-53216）

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  - 藍牙：hci_sync：拒絕過大的廣播公告前置 現有的廣告執行個體已經可以容納最大的擴充廣告承載。當 hci_adv_bcast_annoucement（） 將廣播公告服務資料新增至該承載時，合併的資料可能不再適合用於重建廣告資料的臨時緩衝區。在複製現有承載之前拒絕該案例，並透過裝置記錄報告失敗。這樣可以保持現有的廣告資料不變，並避免臨時緩衝區溢位。（CVE-2026-53209）

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  - xfrm： iptfs：當開始部分重組時，修正 __input_process_payload __input_process_payload（） 儲存 xtfs-drop_lock>ra_newskb 的 （） 儲存first_skb first_skb的釋放後使用，然後解鎖並中斷處理迴圈。迴圈後檢查讀取 xtfs->ra_newskb 而不帶鎖定，以決定是否仍擁有first_skb：if （first_skb &&; first_iplen &&; ！defer &&; first_skb ！= xtfs->ra_newskb） 在spin_unlock和此讀取之間，執行 iptfs_reassem_cont（） （或 drop_timer hrtimer） 的並行 CPU 可以完成重組， NULL xtfs->ra_newskb，並釋放 skb。然後，檢查將 ！= NULL first_skb評估為 true，並且 pskb_trim/ip_summed/consume_skb 在釋放的 skb 上運行 skbuff_head_cache 中的釋放後使用。將解鎖的讀取取代為本機布林值，以記錄first_skb是否在目前呼叫中傳遞至重組狀態。旗標是在現有spin_unlock之後、中斷之前，使用該點穩定的指標相等性設定 （first_skb == skb iff first_skb 儲存在 ra_newskb 中）。（CVE-2026-53240）

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  - netfilter： nft_meta_bridge：透過 IIFHWADDR 暫存器修正過時的堆疊洩漏NFT_META_BRI_IIFHWADDR以 len = ETH_ALEN （6 位元組） 宣告其目標暫存器，register-init 追蹤會將其四捨五入為兩個 32 位元暫存器 （8 位元組）。然後 nft_meta_bridge_get_eval（） 執行 memcpy（dest， br_dev->dev_addr， ETH_ALEN），僅寫入 6 個位元組，並將第二個暫存器的上 2 個位元組保留為未初始化的 nft_do_chain（） 堆疊。該暫存器範圍的下游載入會將這些過時的位元組洩漏給使用者空間。將 memcpy 之前的第二個暫存器歸零，以便寫入完整的宣告範圍。（CVE-2026-53211）

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  - mm/huge_memory：在 folio_put（） 之前更新檔案 PMD 計數器 __split_huge_pmd_locked（） 在刪除 PMD 對應的對開參照後更新檔案/shmem RSS 計數器。如果 folio_put（） 刪除了最後一個參照，則 mm_counter_file（） 稍後可以透過 folio_test_swapbacked（） 讀取釋放的對開本狀態。將計數器更新移動到 folio_put（） 之前。（CVE-2026-53189）

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  - amd-pstate：修正 amd_pstate_epp_cpu_init（） 中的記憶體洩漏 設定 epp 失敗時，函式 amd_pstate_epp_cpu_init（） 會傳回錯誤代碼，而不會釋放在函式開頭配置的 cpudata 物件。請確定在從函式傳回之前已釋放 cpudata 物件。此記憶體洩漏是由 Claude Opus 4.6 在 Chris Mason 的 AI 審查提示 （）https://github.com/masoncl/review-prompts/tree/main/kernel 的幫助下發現的。（CVE-2026-53121）

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Linux/Unix 主機上安裝了一個或多個受到弱點影響的套件，且廠商未提供可用的修補程式。

  - iomap：避免錯誤報告期間潛在的 NULL 對開>映射解除參照 當緩衝讀取失敗時，iomap_finish_folio_read（） 會以 fserror_report_io（folio->mapping->host， ...） 報告錯誤。這是在 ifs->read_bytes_pending 因嘗試讀取的位元組遞減之後呼叫的。對於分割在多個讀取完成中的對開本，對開本僅保證在read_bytes_pending > 0 時保持鎖定狀態。一旦 iomap_finish_folio_read（） 遞減read_bytes_pending，另一個進行中的讀取就可以完成並結束對開本上的讀取，從而將其解鎖。這允許執行截斷邏輯並分離對開本 （將對開本>對應設定為 NULL）。然後，錯誤報告路徑可以取消參照 NULL 對開本>對應。據 Sam Sun 報導，這是可能發生的爭用： CPU0：完成失敗 CPU1：
    最終完成 CPU2：截斷 ----------------------- ---------------------- -------------- read_bytes_pending -= len finished = false /* 在 fserror_report_io（） 之前搶佔 */ read_bytes_pending
    -= len finished = true folio_end_read（） 截斷 清除 folio->mapping fserror_report_io（folio->mapping->host， ...） ^ NULL 解除參照 透過在遞減 ifs->read_bytes_pending 之前先報告錯誤來修正此問題。（CVE-2026-53165）

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ID	名稱	嚴重性
323620	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-57437	medium
323619	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-57434	medium
323618	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-57435	medium
323617	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-57436	medium
323616	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-57236	medium
323606	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-22879	high
323605	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-13503	medium
323604	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-13500	medium
323603	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-56123	critical
323602	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-13502	low
323601	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-13501	medium
323599	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-9639	medium
323598	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-9640	high
323595	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-58055	medium
323594	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53309	critical
323593	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53284	high
323591	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53153	high
323590	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53143	high
323589	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53157	high
323588	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53265	high
323587	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53274	medium
323586	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-52964	medium
323585	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53152	medium
323584	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53067	high
323583	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53272	high
323582	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53279	medium
323581	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53276	high
323580	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53245	medium
323579	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53147	high
323578	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53285	medium
323577	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53151	critical
323576	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53119	high
323575	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53206	medium
323574	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53179	high
323573	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53180	high
323572	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53277	high
323571	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53199	high
323570	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-58051	high
323569	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53187	high
323568	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53177	medium
323567	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53213	medium
323566	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53149	high
323565	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53094	high
323564	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53216	critical
323563	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53209	high
323562	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53240	high
323561	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53211	medium
323560	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53189	high
323559	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53121	medium
323558	Linux Distros 未修補弱點：CVE-2026-53165	high

偵測

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