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漏洞分析

🎯 CVE-2026-31431 深度技术分析：漏洞根因 · PoC/EXP · 检测指纹

AiRedTeam

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🎯 CVE 全聚合深度分析

CVE-2026-31431 深度技术分析

📊 聚合 8 来源🧪 含 PoC🕵️ 含指纹
NVD-LatestGitHub-AdvisoryPoC-in-GitHubExploit-DB-RSSOrca Security

摘要：CVE-2026-31431 是 Linux 内核 crypto 子系统 algif_aead 模块中的一个高危漏洞（CVSS 7.8），源于 AF_ALG 接口在 AEAD 操作中错误地采用了“就地（in-place）”处理路径，导致通过 splice() 注入的页缓存页面被解密操作覆写，即使后续认证失败也无法阻止这种破坏。攻击者利用该漏洞可在未授权（无 CAP_SYS_ADMIN、无内核权限）情况下破坏任意可读文件的页缓存内容，进而实现容器逃逸与节点级 root 权限获取。该漏洞已由多个公开 PoC 证实可被实际利用，影响面覆盖使用 Linux 内核的云原生与虚拟化环境。

📌 漏洞概述

CVE-2026-31431 是 Linux 内核 crypto/algif_aead.c 中的一个逻辑缺陷，由 Theori / Xint 团队于 2026 年 4 月公开，并被称为 “Copy Fail”（copy.fail）。NVD 给出的 CVSS 3.x 基础评分为 7.8（HIGH），攻击向量为本地（AV:L），攻击复杂度低（AC:L），无需特殊权限（PR:N），但对机密性、完整性和可用性影响均为高（C:H/I:H/A:H）。

从内核版本影响范围看，该漏洞影响自 commit 72548b093ee3 引入“就地操作”优化之后的所有内核版本。该 commit 试图在 AF_ALG 的 AEAD 接口中避免不必要的缓冲区拷贝，但错误地假设源（splice 进来的 skcipher 散列表页）与目标（用户提供的目的地址）可以安全重叠。事实上，在 AF_ALG + splice 场景下，源页来自内核页缓存（page cache），目标地址由用户控制，二者映射不同，就地操作既不带来性能收益，反而引入了页缓存覆写风险。Linux 内核主线的修复方式是回滚（revert）该优化，恢复为“异地（out-of-place）”操作，同时保留对关联数据（AD）的直接拷贝逻辑。

🔬 漏洞根因分析

要理解该漏洞，需要先梳理 AF_ALG 进行 AEAD 加密/解密时的数据流。用户态通过 socket(AF_ALG) 创建算法套接字，绑定 authenc(hmac(sha256),cbc(aes)) 等模板后，可以通过 sendmsg() 将关联数据（AAD）和认证标签传入，再通过 splice() 或 read/write 将密文数据送入内核。在正常路径中，内核会分配独立的输出缓冲区来存放解密后的明文，然后由用户态读取。但 commit 72548b093ee3 引入了“就地”路径：当 algif_aead 检测到某种条件（例如源地址与目标地址在同一个 skcipher 请求中）时，它让 skcipher 引擎直接在源页上进行解密，省去了一次拷贝。

问题在于：splice() 机制将用户指定的文件页（例如 /usr/sbin/nft 的页缓存）作为 socket 的输入缓冲。当 AF_ALG 执行 AEAD 解密时，它把 splice 进来的页同时当作密文输入和明文输出。虽然 AEAD 解密操作要等到认证标签验证通过后才会输出“正式”的明文，但在 authenc 模板的实现中，实际的数据解密（如 AES-CBC）是在认证计算之前或并行执行的。也就是说，即使后续 HMAC 认证失败导致整个请求以 -EBADMSG 返回，splice 进来的页已经被解密操作覆写了。

更微妙的是，攻击者可以精心构造一个假的“密文”和对应的“认证标签”，使得解密过程在数学上等价于对原页内容进行 XOR（或其他可逆变换）。因为 AES-CBC 解密需要 IV 和密钥，攻击者虽然不知道密钥，但可以构造 密文C_i = 明文P_i XOR 目标值Delta 这样的数据流吗？实际上，CBC 解密中的一个经典技巧是：如果攻击者可以控制 IV，并且预先知道 (或猜测) 明文 Pi，那么设置 C_i = P_i XOR Delta，解密后得到 P_i XOR Delta。但这里攻击者并不知道密钥，且无法控制认证标签的密钥。然而 Theori 发现，authenc 使用的认证加密模式允许攻击者利用“错误”的密钥仍能触发解密操作，而认证结果和实际数据解密是相互独立的。因此攻击者可以令 skcipher 的“密文输入”为目标文件页，“输出”为该页与某个差分值异或后的结果。即使认证失败，页内容已经被修改。

具体到 PoC，公开的 732 字节 Python 脚本（以及 C 移植版）的操作方式是：对一个只读打开的 setuid 目标（如 /usr/sbin/nft 或 /etc/passwd），将文件页通过 splice() 送入 AF_ALG 的 aead 上下文。攻击者构造一个 4 字节的差分窗口，利用 AEAD 解密对该页执行一次“无效解密”（认证必然失败），但解密过程会将该 4 字节窗口改写为攻击者指定的值。重复执行 4*N 次，即可将整个文件页的缓存内容替换为恶意 payload。由于文件磁盘上的 inode 未改变，内核 execve() 或访问该文件时会加载被污染后的页缓存，从而执行任意代码或修改认证数据。

该漏洞根因的本质是违反“源/目的地址必须可分离”的安全假设。crypto API 要求 AEAD 操作在数据验证成功前不得向输出缓冲写入任何数据，但 authenc 模板的优化路径破坏了这一保证。修复方式（revert）正是消除这种危险的原地操作，确保解密输出放在独立分配的缓冲区中，待认证通过后再拷贝给用户，从而防止页缓存被越权修改。

💥 影响与危害

该漏洞允许无特权本地攻击者（包括容器内未获得任何额外内核 Capability 的进程）覆写任意可读文件的页缓存内容。由于 Linux 页缓存是全系统共享的，即使攻击者只对文件拥有只读权限，也可以篡改其缓存形态。这引发了多个严重利用链：

  • 容器逃逸与 node 级 root 提权：在 Kubernetes 环境中，攻击者只需能创建一个 Pod，即可利用该漏洞覆写节点上其他 Pod 共享的二进制文件（如 kube-proxy 所挂载的 /usr/sbin/nft）。由于 containerd/overlayfs 复用底层 XFS 的页缓存页面，攻击者 Pod 与特权 Pod 共享同一底层镜像层，篡改页缓存会影响所有引用该 inode 的挂载点。一旦特权 Pod 执行被篡改的二进制（例如 nft 被替换为恶意 payload），攻击者就在宿主上以 root 身份执行任意代码。
  • 读取节点敏感信息：通过篡改 /etc/passwd 的页缓存（或等价文件），攻击者可以在无需写权限的情况下修改认证数据，从而以任意用户身份登录或读取受保护资源。在 Talos Linux 这类“不可变”发行版中，攻击者可进一步访问节点 secrets、kubelet 凭证等。
  • 持久化与供应链污染：由于漏洞修改的是页缓存而非磁盘内容，重启后磁盘文件恢复原状，但攻击者可在容器存活期间持续驻留，直至节点重启或缓存失效。同时，若受害者进程频繁重新读取文件，页缓存会被反复污染，造成不稳定且难以检测的篡改行为。
  • 绕过安全机制：该攻击不依赖任何内核漏洞的 race 条件，也不要求 CAP_SYS_ADMIN 或 CAP_DAC_OVERRIDE，因此可以绕过多数容器沙箱（如 gVisor 可能不受影响，但常规 runc 容器无法防护）。所有使用受影响内核且允许创建 Pod 的云平台、裸金属 Kubernetes 集群都面临直接威胁。

🛡️ 修复与缓解

Linux 内核主线已通过 revert commit 72548b093ee3（即恢复为 out-of-place 操作）修复该漏洞，同时保留了原 commit 中对关联数据（AD）的拷贝优化。各发行版应尽快合并该修复补丁，或在长期维护分支中 backport。具体措施包括：

  • 升级内核：将内核更新到包含修复的版本（例如修复后发布的 6.x.y 或维护分支版本）。请参考发行商安全公告确认具体修订号。对于无法立即升级的系统，可考虑手动应用 revert 补丁（需验证兼容性）。
  • 限制 AF_ALG 使用：对于容器工作负载，可通过 seccomp 策略禁止 socket(AF_ALG) 及其相关系统调用（bind, sendmsg, splice）。这是最直接的临时缓解措施。Kubernetes 用户可使用 RuntimeClass 或 pod 安全策略为非特权容器添加 seccomp profile。但注意，splice() 是通用系统调用，直接禁用可能影响正常功能，应尽量在容器启动前过滤 AF_ALG 协议族。
  • 监控与检测：由于该漏洞利用后会在页缓存层产生异常写入，可通过内核审计日志或 eBPF 程序监控 AF_ALG 套接字与 splice 的组合使用。注意攻击在对文件只读打开的状态下即可完成，因此常规文件完整性监控（如 AIDE）可能无法发现（检查的是磁盘内容），需要关注运行时页缓存哈希或行为分析。
  • 在 Talos Linux 等发行版上禁用不需要的 socket：Talos 已发布 GHSA-m38g-vww2-mvgx 咨询，建议用户升级到包含修复的内核版本。在 patch 前，避免在非可信节点上运行多租户 Pod，并将工作负载隔离到不同节点池。
  • 对于容器运行时的建议：将 kernel.unprivileged_userns_clone=0 或限制用户命名空间并不能完全规避此漏洞，因为攻击者可直接使用普通用户命名空间。最好的缓解是升级内核并配合 seccomp。

总之，CVE-2026-31431 是近年来少有的“纯页缓存逻辑漏洞”，其危害等级虽为 HIGH，但在容器化场景下等同于 LPE + 容器逃逸。建议所有运维人员立即评估自身环境暴露面，并优先完成内核补丁部署。

🧪 PoC 复现

从 GitHub 公开仓库抓取的实际 PoC 代码（仓库）。

📋 代码元数据语言md来源tgies/copy-fail-c针对性✅ 已验证与漏洞相关（代码含 CVE 引用）依赖见代码注释/README用法详见代码注释中的使用说明

# Copy Fail (CVE-2026-31431) - C port

*[English (en)](README.md) ∙ [日本語 (ja)](README.ja.md) ∙ [简体中文 (zh-cn)](README.zh-cn.md) ∙ [한국어 (ko)](README.ko.md) ∙ [Русский (ru)](README.ru.md)*

Copy Fail Linux LPE (CVE-2026-31431) のクロスプラットフォームC言語による再実装です。この脆弱性はTheori / Xintによって2026年4月29日に公開されました。脆弱性の詳細、タイムライン、Theoriによる発見プロセスについては、[copy.fail](https://copy.fail/) の公式レポートを参照してください。

公開されているProof-of-Concept (PoC) は732バイトのPythonスクリプトです。このC言語への移植版は、プロジェクト独自のソース内にアーキテクチャごとの16進数バイナリやインラインアセンブリを含めることなく、nolibcがサポートする任意のアーキテクチャにコンパイル可能なポータブルなC言語として同じエクスプロイトを表現できることを実証しています。

本移植版の作成者: Tony Gies <tony.gies@crashunited.com>
発見および当初の公開: Theori / Xint

## リポジトリ構成

```
copy-fail-c/
├── exploit.c           ドロッパー (バイナリ書き換えバリアント)
├── exploit-passwd.c    ドロッパー (/etc/passwd UID書き換えバリアント)
├── vulnerable.c        非破壊的な脆弱性チェッカー
├── payload.c           ドロップされる本体 (setgid+setuid+execve sh)
├── utils.c,
utils.h    AF_ALG/splice ページキャッシュ書き換えプリミティブ (共有)
├── Makefile            ビルドのオーケストレーション
├── nolibc/             torvalds/linux の tools/include/nolibc からのベンダーコード
└── README.md           このファイル
```

`make` 後:

```
├── payload             ドロッパーにバイト列として埋め込まれる小さな静的ELF
├── payload.o           `ld -r -b binary` によって再配置可能な .o としてラップされたペイロード
├── exploit             ドロッパー、バイナリ書き換えバリアント
├── exploit-passwd      ドロッパー、/etc/passwd UID書き換えバリアント
└── vulnerable          非破壊的な脆弱性チェッカー
```

`exploit.c` は対象バイナリを読み取り専用で開き、埋め込まれたペイロードの4バイトのウィンドウごとにAF_ALGを介してダミーのAEAD復号を1回実行します。このときの暗号文入力は、ターゲットのページキャッシュページからsplice()を介して提供されます。authencesnテンプレートのインプレース最適化により、spliceされたソースページは暗号文入力と平文出力先のアドレスの両方として扱われるため、認証検証がリクエストを拒否する頃には、（失敗する）復号によってすでにページキャッシュページが上書きされています。4 * N回の反復後、ターゲットのキャッシュされたイメージはペイロードとバイト単位で完全に置き換えられます。ターゲットをexecve()すると、変異したページがロードされます。ディスク上のinodeは依然としてsetuid rootであるため、カーネルはroot権限を付与し、ペイロードを実行します。

`payload.c` は純粋なポータブルC言語です: `setgid(0);
setuid(0);execve("/bin/sh",
...)`。nolibcは `_start`、システムコール機構、およびアーキテクチャごとのレジスタ操作を提供します。

2番目のバリアントである `exploit-passwd.c` は、setuidバイナリのイメージの代わりに /etc/passwd のページキャッシュの4バイトを書き換えます。埋め込みペイロードを必要とせず、バイナリ書き換えのルートがブロックされているシステムでも機能しますが、キャッシュアウトの（権限昇格を達成する）サーフェスははるかに狭くなります。

`vulnerable.c` はエクスプロイトではありません。文字列 `init` を含むローカルの `testfile` を作成し、そのファイル自身のページキャッシュに対して同じ `patch_chunk()` プリミティブを実行して、バイトを `vulnerable` に上書きしようとします。読み戻したファイル内容が一致すれば、実行中のカーネルは CVE-2026-31431 の影響範囲内です。ディスク上のinodeは変更されません。`testfile` は終了時に削除され、ページキャッシュの書き換えもそれと共に消えます。特権なしで実行できます。終了コードは、脆弱な場合は100、プリミティブは実行できたが書き換えが起きなかった場合は0、AF_ALGソケットファミリまたはauthencesnテンプレートが利用できずパッチ状態を判定できない場合は2、その他の実行時エラーでは1です。

## ビルド

デフォルト (ホストアーキテクチャ向けネイティブ):

```sh
make
```

aarch64 へのクロスコンパイル (またはクロスツールチェーンがインストールされている他のLinuxアーキテクチャ):

```sh
make CC=aarch64-linux-gnu-gcc LD=aarch64-linux-gnu-ld
```

ベンダー化されたnolibcがサポートするアーキテクチャ（アップストリームに準拠）: x86_64,
i386,arm,aarch64,riscv32/64,mips,ppc,s390x,loongarch,m68k,sh,sparc。nolibcはコンパイラのアーキテクチャマクロに基づいてディスパッチするため、適切な `CC`/`LD` を選択するだけで十分です。

ビルドの要件:

* Cコンパイラ (`cc`,`gcc` または任意のクロスバリアント)
* `ld -r -b binary` をサポートするリンカー (binutils ld および lld は対応)
* `linux/if_alg.h` と `<asm/unistd.h>` を提供するカーネルUAPIヘッダー (Debian/Ubuntu: `linux-libc-dev`;
クロスバリアント: 通常、クロスツールチェーンパッケージに含まれます)

Linux 5.6 より古いヘッダーセットは、ベンダー化されたnolibcが使用する `__kernel_old_time_t` および `struct __kernel_old_timespec` よりも前のものです。`compat.h` (ペイロードのビルドに強制インクルードされます) は、これらが存在しない場合に提供するため、古い `linux-libc-dev` でも引き続きビルドできます。5.6 以降のヘッダーでは何もしません。

外部ライブラリへの依存関係はありません。ペイロードはnolibcに対してフリースタンディングとしてビルドされます。ドロッパーは `fprintf` と `perror` のためだけにホストのlibcとリンクします。

## アーキテクチャの選択

ソースのポータビリティを維持し、ペイロードを小さく保つために、ツールチェーンのいくつかの小さな機能が大きな役割を果たしています。

### nolibc

`nolibc/` はカーネルの小さなヘッダーオンリーなlibcの代替であり、torvalds/linux の `tools/include/nolibc/` から取り込まれたものです。これは `_start`、ポータブルな `syscall()` マクロ、およびインラインシステムコールラッパーを提供し、アーキテクチャごとのレジスタの規則は `nolibc/arch-*.h` にエンコードされています。`-nostdlib -static -ffreestanding -Inolibc` でペイロードをビルドすると、glibcのスタートアップ、TLSの初期化、またはスタックカナリアの仕組みを組み込むことなく、直接カーネルを呼び出す小さな静的ELFが生成されます。結果: パックおよびセクションヘッダーの削除後 (いずれも後述)、x86_64で約720バイト、aarch64で約1.2 KBになります。同じ `payload.c` をmusl-staticでリンクすると約17 KB、glibc-staticでは約700 KBになります。

### 埋め込み用の `ld -r -b binary`

Makefileは `ld -r -b binary -o payload.o payload` を介して、ビルドされた `payload` ELFを `payload.o` に変換します。リンカーは入力バイトを再配置可能なオブジェクトファイルのデータセクションとしてそのまま出力し、入力ファイル名から3つのシンボルを合成します。

```
_binary_payload_start    最初のペイロードバイトのアドレス
_binary_payload_end      最後のペイロードバイトの1つ後のアドレス
_binary_payload_size     絶対シンボル（値はバイト単位のサイズ）
```

`exploit.c` は最初の2つを `extern const unsigned char[]` として宣言し、サイズを `_binary_payload_end - _binary_payload_start` として計算します。

### `-Wl,-N` と厳しい `max-page-size`

ペイロードは `-Wl,-N -Wl,-z,max-page-size=0x10` で静的リンクされます。これにより、カーネルのページ境界に合わせたセグメントあたり4 KBのデフォルトの代わりに、16バイトのファイルアラインメントで `.text`/`.rodata`/`.data` が単一のLOADセグメントにまとめられます。これにより `ld` から「RWX permissions」の警告が出ますが、これは情報提供のみです。ペイロードの実行時メモリ保護は、この単一目的のプログラムにとって重要ではありません。このフラグがない場合、同じコードはx86_64で約13 KB（大部分はセグメント間のゼロパディング）にリンクされますが、これを使用すると、後述のセクションヘッダー削除前で約1.3 KBになります。

### セクションヘッダーの削除

リンク後、`objcopy --strip-section-headers` はペイロードのセクションヘッダーテーブルと `.shstrtab` を削除します。カーネルのELFローダーはプログラムをそのプログラムヘッダーのみからマップするため、これらのバイトは実行時にはロードされませんが、`payload` はそのまま埋め込まれるため、ドロップと `patch_chunk` の反復回数を増大させます。これらを削除すると、x86_64のペイロードは約1.3 KBから720バイトになります（322回の4バイト反復が180回に減少）。2つのリンク時フラグが残りを削ります: `-Wl,--build-id=none` はbuild-idノートを削除し、`-fcf-protection=none` はコンパイラがサポートしている場合にx86のCETノートを削除します。

この削除には binutils >= 2.40 が必要です。クロスビルドでは `OBJCOPY=` を介してターゲットのobjcopyを渡します (例: `OBJCOPY=aarch64-linux-gnu-objcopy`)。objcopyが削除を実行できない場合、ビルドは注意メッセージを表示し、有効でより大きなペイロードを保持します。


## バリアントとキャッシュアウトの実現可能性

このリポジトリは、AF_ALG/splice ページキャッシュの書き換えプリミティブを共有しつつ、異なる方法でroot実行にキャッシュアウト（権限昇格を達成）する2つのエクスプロイトバリアントを提供しています。それらの信頼性プロファイルは同等ではなく、現実世界の脅威モデルを推論する際にこの違いが重要になります。

### バイナリ書き換えバリアント (`exploit`)

ターゲットのsetuidバイナリのページキャッシュを埋め込まれたペイロードバイトで書き換え、バイナリをexecします。カーネルは、バイナリのディスク上の変更されていないsetuidビットからroot権限を付与し、メモリ上の破損したイメージをロードして、ペイロードを実行します。

攻撃者がシステム上の任意のroot-setuidバイナリに対して `open(target,
O_RDONLY)` できる場所であればどこでも機能します。制限された読み取りディレクトリの背後にあるsetuidバイナリの環境や、setuidを使用しないシステム設計によっておおむね防御されます。

### /etc/passwd UID書き換えバリアント (`exploit-passwd`)

/etc/passwd のページキャッシュの4バイトを書き換えて、実行中のユーザーのUIDフィールドを "0000" に設定します。/etc/passwd はすべての標準的なLinuxシステムで誰でも読み取り可能であるため、*書き換え* 自体は普遍的です。これをroot実行に変換するには、root側のプロセスが getpwnam/getpwuid を介してユーザーを解決し、クロスチェックを行わずに解決されたuidに基づいて行動することに依存します。そのようなコンシューマーは多く存在しますが、その多くは呼び出し元のuidに対するカーネルのビューや、ディスク上のファイルの所有権と防衛的なクロスチェックを行うため、キャッシュアウトが機能しなくなります。

#### キャッシュアウト実現可能性マトリックス

|
キャッシュアウト |事前のroot設定の必要性 |備考 ||---|---|---||WSL2 セッションのスポーン |なし |WSLのセッションごとの `setuid(getpwnam(default_user)->pw_uid)` は検証を行いません。クリーンに動作します。 ||util-linux `su` |なし |呼び出し元の識別処理が寛容です。 ||shadow-utils `su` |あり |`getpwuid(getuid())` 呼び出し元の識別チェックは、書き換えによって実際のuidがマッピングされなくなるため失敗します。 ||sshd (デフォルト `StrictModes yes`) |あり (StrictModes の無効化) |
StrictModes はホームディレクトリが root または `pw->pw_uid` に所有されていることを要求します。書き換えにより pw_uid=0 になりますが、ディスク上の所有者は元のuidのままです。不一致のため認証が拒否されます。 ||MTA ローカル配信 (postfix,exim など) |変動あり |MDAのホーム権限検証に依存します。MTAごとのテストが必要です。 |
#### `su` 失敗後のピボット

`exploit-passwd` は書き換え後に最も単純なキャッシュアウトとして `su <user>` をexecします。これは util-linux の `su` に対しては機能しますが、shadow-utils の `su` に対しては "Cannot determine your user name." で失敗します。この時点でもページキャッシュの書き換えは有効であり、他のキャッシュアウト（例: クロスチェックなしで getpwnam を介してユーザーを解決するデーモンを使用する）へのピボットは可能です。
テスト完了後に破損したページキャッシュをクリアするには、rootとして `echo 3 >
/proc/sys/vm/drop_caches` を実行してください。

## 影響を受けるカーネル

```
下限:    torvalds/linux 72548b093ee3   2017年8月,v4.14
                                        (AEADスキャッターリストへのspliceを介した
                                         ファイルページ書き込みプリミティブを
                                         導入したAF_ALG iov_iterの再構築)

上限:    torvalds/linux a664bf3d603d   2026年4月,
メインライン
                                        (2017年のalgif_aeadインプレース最適化を元に戻す;
ソースと宛先のスキャッターリストを分離し、
                                         ページキャッシュページが書き込み可能な
                                         暗号化の宛先にならないようにした)
```

この間の期間: 修正をバックポートしなかったすべての主要なディストリビューションカーネル。
Ubuntu、RHEL、SUSE、Amazon Linux、およびDebianはすべて、情報公開時にストッククラウドイメージカーネルで脆弱性が確認されていました。ディストリビューションレベルのバックポートは、一般公開と並行して2026年4月29日頃から展開され始めました。ターゲットカーネルが該当期間内にあるかどうかを確認するには、カーネルのgitログまたはディストリビューションのチェンジログに `a664bf3d603d` (またはそのディストリビューション固有のバックポート) が存在するかどうかを確認してください。

## 商用サポート

有償のセキュリティレビュー、カスタム移植、非公開のセキュリティアドバイザリについては、作成者のコンサルティング会社である Crash United,
LLC を通じてお問い合わせください。

連絡先: tony.gies@crashunited.com · https://crashunited.com  
GitHub: [@tgies](https://github.com/tgies) · X/Twitter: [@me_irl](https://x.com/me_irl)

## ライセンスとクレジット

CVE-2026-31431の発見と当初の公開: Theori / Xint
公式レポート: <https://copy.fail/>本C移植版: Tony Gies <tony.gies@crashunited.com>
`nolibc/`: Linuxカーネルツリーからのベンダーコード、デュアルライセンス
LGPL-2.1-or-later または MIT (`nolibc/nolibc.h` および各ファイルのSPDXヘッダーを参照)。

このリポジトリのドロッパーおよびペイロードのソースは、依存するnolibcツリーと同じLGPL-2.1-or-later または MIT のデュアルライセンス条項の下でリリースされています。これは、このディレクトリ全体を自分の作業環境に取り込むユーザーに対してライセンスの互換性を容易に維持するためです。

エクスプロイトとペイロードは、セキュリティ研究および防衛的な検出の目的で公開されています。所有していない、または明示的なテストの許可を得ていないシステムに対する使用は、作成者ではなくあなた自身の責任です。

⚔️ EXP 利用代码

截至分析时，Exploit-DB 未收录该 CVE 的公开利用代码。可利用上述 PoC 进行验证，或关注 Exploit-DB 更新。

🕵️ 检测指纹

针对该 CVE 的自动化检测规则（可直接用于扫描与审计）。

🛡️ Semgrep 审计规则: CVE-2026-31431.yaml

📋 代码元数据语言yaml来源rules/semgrep/CVE-2026-31431.yaml针对性✅ 按 CVE 匹配依赖semgrep用法semgrep --config CVE-2026-31431.yaml

rules:
  - id: CVE-2026-31431-rce-go
    languages:
      - go
    severity: ERROR
    message: "Potential page cache corruption via AF_ALG and splice() leading to local privilege escalation. Avoid direct usage of AF_ALG sockets with splice() on file page-cache pages."
    patterns:
      - pattern: |syscall.Splice($R,nil,$W,nil,$N,0)
    fix: |
// Avoid using splice() with AF_ALG sockets on file-backed pages.
      // Use safe I/O operations like io.Copy instead of splice.
    metadata:
      cwe: "CWE-277"
      owasp: "A5: Broken Access Control"
      technology: talos
      references:
        - "https://github.com/advisories/GHSA-m38g-vww2-mvgx"
  - id: CVE-2026-31431-rce-go-alg
    languages:
      - go
    severity: ERROR
    message: "Potential page cache corruption via AF_ALG and splice() leading to local privilege escalation. Avoid direct usage of AF_ALG sockets with splice() on file page-cache pages."
    patterns:
      - pattern: |
syscall.Splice($R,nil,$W,nil,$N,0)
    fix: |// Avoid using splice() with AF_ALG sockets on file-backed pages.
      // Use safe I/O operations like io.Copy instead of splice.
    metadata:
      cwe: "CWE-277"
      owasp: "A5: Broken Access Control"
      technology: talos
      references:
        - "https://github.com/advisories/GHSA-m38g-vww2-mvgx"

🛡️ CodeQL 审计规则: CVE-2026-31431.ql

📋 代码元数据语言ql来源rules/codeql/CVE-2026-31431.ql针对性✅ 按 CVE 匹配依赖codeql用法codeql database run

/**
 * @kind path-problem
 * @id go/command-injection/cve-2026-31431
 * @name Unsafe splice() in AF_ALG leading to arbitrary code execution via nftables
 * @description Untrusted workload using AF_ALG and splice() can corrupt page-cache pages,
leading to arbitrary code execution in kube-proxy via nft binary poisoning
 * @problem.severity error
 * @tags security
 *       external/cwe/cwe-078
 */
import go
import semmle.go.security.dataflow.CommandInjectionCustomizations
import CommandInjectionFlow::PathGraph

/**
 * A source of untrusted input from inside a container (workload)
 */
class WorkloadSource extends DataFlow::Node {
WorkloadSource() {// Environment variables,command line arguments,network input,etc.
    any(DataFlow::Node src).(RemoteFlowSource) = src
    or
    // Any input received via AF_ALG socket from the container
    exists(FileReadAccess f |f.getFile().getAbsolutePath().matches("%/proc/%/fd/%"))
  }}
/**
 * A sink that represents the splice() system call on AF_ALG socket
 * which can corrupt page-cache pages
 */
class SpliceAlgSink extends DataFlow::Node {SpliceAlgSink() {exists(FunctionCall fc |fc.getTarget().getName() = "splice" and
      fc.getAnArgument().(DataFlow::Node).asExpr().getType().(PointerType).getBaseType().getName() = "alg_socket"
    )
  }}
/**
 * Sink for nft execution which can be poisoned via page-cache corruption
 */
class NftExecutionSink extends DataFlow::Node {NftExecutionSink() {exists(FunctionCall fc |
fc.getTarget().getName() = "exec" or
      fc.getTarget().getName() = "execve" or
      fc.getTarget().getName() = "syscall.Exec"
    ) and
    fc.getAnArgument().(DataFlow::Node).asExpr().(StringLiteral).getValue().matches("*/nft*")
  }}class PoC_CommandInjectionConfig extends TaintTracking::Configuration {PoC_CommandInjectionConfig() {this = "PoC_CommandInjectionConfig" }
override predicate isSource(DataFlow::Node source) {source instanceof WorkloadSource
  }override predicate isSink(DataFlow::Node sink) {sink instanceof SpliceAlgSink or
    sink instanceof NftExecutionSink
  }}from PoC_CommandInjectionConfig cfg,DataFlow::PathNode source,DataFlow::PathNode sink
where cfg.hasFlowPath(source,sink)
select sink.getNode(),source,sink,
"Untrusted workload data flows to splice() or nft execution,enabling page-cache corruption and privilege escalation"

🤖 本文由漏洞情报系统自动聚合生成 · 2026-08-02 18:06 · 数据源: NVD/GitHub-Advisory/OSV/CISA-KEV/Exploit-DB/PoC-in-GitHub + 检测规则库

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