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doc-schema-version: 1
summary: "工作人员拥有的数据库访问权限、写入收据、会话参与者和最终权限"
read_when:
- "添加或迁移运行时数据库访问"
- "从网关主线程中删除 SQLite 工作"
- "审查工作人员结果发布或数据库生命周期所有权"
title: "工作人员的数据库访问"
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运行时 SQL 属于商店的现有工作人员。网关主线程等待操作，保留所有者发布的事实，并在生效之前检查当前权限。将查询移至工作线程还不够：重用这些事实和批处理相关工作，以便普通请求不会重复数据库调用。
## 选择执行所有者
Actor 支持的会话管理器在其管理器队列上序列化追加准备和提交的视图采用。只有每个参与者存储命令保留代理数据库写入器，因此不相关的会话可以在命令之间写入。本机维护和未绑定的 SDK 管理器保留其现有的存储许可。缓慢的直接保留警告标记会话管理器、执行者命令和选定的历史读取调用者。 `openclaw.agent-database.reservation` 诊断通道发布持有者计时，但不包含路径、会话身份或消息内容。工作线程预留还报告有界操作标签以及在其工作线程回复中观察到的显式外部 SQLite 事务数量。这对开始的事务进行计数，包括回滚和读取快照，而不是主机准入请求、嵌套保存点或隐式自动提交。缺席计数意味着没有收到经纪人计数器，而不是零交易；回收工作人员 close 使用自己的调用者标签。预留包括worker排队、准备、结果交付；仅其持续时间并不能建立缓慢的 SQL 交易。架构、存储的数据、实时提交权限和更新行为保持不变。
SQLite 入场交付遵循每个工人的有序光标。第一个快照包含其共享修订单元；以后的出版物仅发送新的或替换的事实、会话范围和参考单元格。现有单元直接导致失效，因此更改一个事实不会重新发送每个会话的共享缓冲区。新的工作线程或数据库生成会收到完整的快照。
使用现有的只读工作范围进行描述性读取，并使用商店的写入代理进行突变。将多语句快照读取保持在一起；当读取必须遵循其接受的写入时，使用写入者的有序操作。不要打开第二个主线程连接或添加同步回退。共享实现是 [`sqlite-readonly-worker.ts`](https://github.com/openclaw/openclaw/blob/main/src/infra/sqlite-readonly-worker.ts)、[`openclaw-state-read-worker.ts`](https://github.com/openclaw/openclaw/blob/main/src/state/openclaw-state-read-worker.ts)、[`openclaw-state-worker-owner.ts`](https://github.com/openclaw/openclaw/blob/main/src/state/openclaw-state-worker-owner.ts) 和代理的 [`openclaw-agent-execution.worker.ts`](https://github.com/openclaw/openclaw/blob/main/src/state/openclaw-agent-execution.worker.ts)。生命周期所有者在退出存储之前关闭其读取范围并耗尽已接受的写入。
保留的会话条目缓存命中可重用准入所有者的物理身份，而无需再次检查路径名。观察者读取依赖于同一承认的读者，而不是独立捕获和重新检查每个候选文件。提交的写入仍然使保留的条目无效；配置路由、本机开放替换检测和实时披露权限仍属于其所有者。
项目列表重用冻结的持久会话存储，而驻留会话投影的元数据修订版保持不变。会话和拓扑发布会废弃该快照。私有内存会话保留请求范围的快照，并且每个响应仍然检查其使用的会话的当前公开权限。
完整的单语句效果可以通过`runSqliteSingleStatementSync`使用SQLite自动提交。在声明之前准备结果、承认和提交收据，然后在通知观察者之前安装提交的事实。热情的参与者贡献和非消息审核插入使用此路径；新参与者、审计修剪和执行绑定保留事务。每个效果仍然单独提交。 PostgreSQL 写入保留其适配器的事务保管。
网关启动将现有的身份验证文件观察者绑定到其只读范围和生成代理，包括在进程内重新启动期间保留的观察。新观察者在承认目录时捕获这些资源。文件扫描通过当前绑定发布，包括跨重新启动的扫描。文件系统通知淘汰物理替换并更改遗留源；普通数据库和 WAL 内容更改不会重新加载授权行。范围退休会停止变更发布，而下一代网关会在启动准入之前重新绑定保留的观察者。
规范身份验证行属于由运行时加载、作用域凭证、源检测和使用准备共享的一个网关缓存。代理和共享读取器重用不可变的行，同时其身份验证范围的写入收据保持最新。仅会话写入不会使它们失效； auth 和无作用域写入都可以。在应用运行时覆盖之前，提交的规范后图像会更新相同的缓存。显式刷新会删除缓存的行，而维护、工件保留、固定快照和工作人员拥有的读取保留自己的保管权。当网关拥有数据库时，不支持来自另一个进程的就地写入。凭证效果仍然在获取边界检查当前发布的凭证权限，而不读取 SQL。
普通的身份验证帮助程序向身份验证读取器池提供本机只读开启器。保留工件的开启程序根据检查读取的需要导入，从而使父端快照编排不受普通身份验证加载的影响。处理准入、重用和退役仍然由池拥有。
通用作用域 SQLite 读取最多共享四个进程槽，与捕获的运行时生成、环境、工作目录和生成代理所有者相匹配。兼容的请求在其槽上进行序列化，并在每个请求上传递其数据库身份、命令和工件保留范围。关闭调用者作用域会取消并合并其读取；它不会关闭空闲的池化进程。每次读取都会在回复之前释放其本地读者。空闲进程在一分钟后退出，失败或取消的进程在另一个请求重用该槽之前退出。没有合格的本机 SQLite 关闭的运行时仍然需要在释放快照托管之前退出进程。未经确认的本机清理会隔离其插槽，而不释放该监护权。读取使用剩余的健康容量；四个隔离槽明显拒绝，而不是启动另一个进程或无限期等待。
定速页面缓存预热会租用这些相同的插槽之一，直到其调用者范围关闭。它的迭代器在 `begin` 和 `step` 请求中保留在一个独占子级中；其他读取不能交织或驱逐它。即使在步骤之间放弃升温，关闭范围也会加入儿童退休。从未进入子进程的已取消预订会立即释放，而不会取消其他调用者的活动读取。当所有槽位都被租用时，新请求将等待取消。
读取请求在可用时通过网关的生成代理启动。代理非准入会导致请求失败，而不是在网关线程上生成本机替换。 CLI 没有代理的上下文使用与本机启动相同的有界池；无所事事的孩子不会让 CLI 保持活力。调用者拥有的暂存和原始快照复制会话保持其现有的本机关闭生命周期。现有的 `openclaw_child_process_spawn_total` 操作标签区分 `sqlite.scoped-read.broker`、`sqlite.scoped-read.native` 和调用者拥有的 `sqlite.session.broker` / `sqlite.session.native` 启动，而不记录路径、数据库身份或命令。
同步引导准入、迁移、Doctor/CLI 一次性和锁定原语是有限的例外。仍然使用它们的运行时访问是迁移债。对于引擎存储，同步 `withEngineStoreAdmission` 范围是词法的：它不能返回 Promise，并且保留的连接不会扩展它。 PostgreSQL 拒绝该范围之外的主线程上的构造和 SQL 。每个 `openEngineStore` 调用者向 `inspectSqlite()` 提供明确的 `hasExistingData` 和 `hasEngineAnchor` 事实；表名前缀无法决定引擎切换是否安全。请参阅 [`admission-scope.ts`](https://github.com/openclaw/openclaw/blob/main/src/infra/database-engine/admission-scope.ts)、[`open.ts`](https://github.com/openclaw/openclaw/blob/main/src/infra/database-engine/open.ts) 和 [ 数据库引擎](/reference/database-engines#anchors-and-backups)。
[生成的清单](/reference/database-schemas/worker-access-inventory)对静态调用站点进行分类，而不是观察到的查询计数：
| 层级 | 含义 |
| --------- | ------------------------------------------------------------------------------ |
| T1 | 请求、事件或计时器路径，包括混合或未经验证的运行时调用程序。 |
| T1-兼容 | 仅弃用的具有机械验证入口防护的同步 SDK 路径。 |
| T2 | 需要调用者证据的引导、迁移或命名锁异常。 |
| T3 | CLI，博士，或一次性开发人员。 |
| W | SQL 在工人内部执行。 |
`pnpm check:database-worker-ratchet` 防止新的主线程债务。标记仅工作模块 `*.worker.ts`，或将其记录在 [`database-worker-inventory.mjs`](https://github.com/openclaw/openclaw/blob/main/scripts/database-worker-inventory.mjs) 中的 `workerModules` 中，并为每个调用者提供证据。单独的文件名或异步函数并不能证明工作线程的执行。更新生成器的证据，而不是其生成的页面。
## 加载后检查一次；相信主人
代理数据库打开在完整性和模式准备之前承认目录。这些阶段使用其版本和表存在事实，而不是再次探测同一个空存储。全新创建跳过遗留迁移检测；跟踪 DDL 并回滚使目录在后续读取之前无效。模式准备在网关或独占离线所有权下运行，因此它不会在创建事务内重复其预检读取。完整性检查、代理所有权检查和破坏性清理权限仍然存在。
目录准入本身并不意味着代理架构存在。在检查该目录之前，会话目标发现会加入代理的本机执行所有者拥有的任何挂起的第一个准备。这涵盖了新数据库和中断的空文件，而不使网关准备情况依赖于每个惰性代理存储。取消发现请求会停止其等待，而不是模式准备。
网关是其数据库的单一运行时所有者。通过共享准入所有者加载物理格式、模式、完整性和规范索引事实，然后在句柄和工作人员之间重用它们，同时准入保留实时引用。空闲的重新打开可以重用另一个句柄保留的事实；关闭最终句柄会废弃这些事实，因此下一次打开会再次接纳数据库。更换文件也需要重新录入；迁移和维修业主在提交 DDL 后发布更换事实。医生和明确验证保留他们的检查。参见[诚信入场](/reference/database-schemas/integrity-and-recovery)。
重新打开代理的主机兼容性句柄会重用其保留的工作线程的准备工作。单独关闭该句柄不会请求另一个工作模式准入；进程内提交的 DDL 会使物理所有者的架构事实无效，并在需要时触发重新接纳。
SQLite 工作代理还保留在打开时捕获的规范数据库和所有者锁定路径。普通操作会重用这些路径，同时仍然检查实时所有权；它们不会再次解析文件系统别名。重新指向别名不会重定向打开的工作线程句柄。关闭和重新打开会捕获新的路径标识，并且开放入场仍然会拒绝与实时所有者发生冲突的替换。创建和模式维护请求将其目标检查保持在实际效果上。
直接会话读取器保留已选择的规范读取目标。在工作人员发布承认的文件身份后，创建者借用者将停止检查其原始别名。重定向别名不会重定向或使那些保留的操作无效；新的查找解决了新的目标。工作人员打开后仍检查身体身份。与跨商店效果共享的目标发现检查和用于授权的源检查仍然存在。
保留的任务工作人员在需要时通过现有中继请求准入事实。任务消息不得复制全局准入快照。提交的会话删除会废弃其确切的接收范围，包括通过级联删除的窗口，而转移到幸存会话的窗口保留其范围。共享退休标志从以后的准入快照中删除了这些范围并退出了工作人员的参考单元格；过时的传输无法恢复它们。重新创建的范围键会收到新的收据身份，因此旧的缓存读取仍然无效。工作线程退出版本可以在不推进数据修订的情况下处理引用，因此活动同级持有的会话和身份验证缓存可以在闲置工作线程退休后继续存在。本机写入会在现有工作线程引用元数据中保留待处理计数，直到发布其范围内和数据库范围内的收据。在工作进程退出时，收据所有者在释放句柄和解决调用者之前仅使具有挂起写入的数据库无效。这涵盖了持久的 COMMIT 以及在收据发布之前发生的崩溃，包括没有单独域授予的写入。操作所有者仍处理未知结果恢复。隔离和模式更改仍然会使它们的准入事实和范围收据失效。最终句柄关闭仍然会取消物理文件重新接纳的事实。规范验证将承认的目录事实与模式源中的待处理表 DDL 进行比较；新员工不会引导比较数据库。收据元数据遵循保留的会话范围，而不是所有已删除的会话；读取缺失的键仍然可以注册范围。替换文件仍然需要通过同一所有者进行许可。架构、存储的数据和更新行为保持不变。
对于行数据，水合一次并更新或使提交的写入收据中所有者的内存中事实无效。每个作家都必须参与。收据可能会提供邮资或明确缺席的信息；缺失的覆盖范围是未知的，而不是缺席。请勿添加每个请求的 `data_version` 探针、重复架构检查或写入后读取认证。没有完整收据覆盖范围的所有者必须使用其规范阅读器，直到该覆盖范围存在。其他进程通过网关路由写入或在网关停止时持有独占所有权。
闲置维护使用相同的所有权规则。秘密和设备设置到期、GitHub OAuth 库存、入口运行状况、放置库存和 cron 历史记录在启动时重建其事实，并使它们从自己的写入中无效。清空库存直至收到收据；保留的行安排他们的下一个截止日期。刷新在等待工作人员之前会消耗脏标志，因此在读取期间收到的收据仍处于待处理状态。这些事实安排维护；凭证、租赁和外部效果权限由执行所有者保留。 Cron 为未来的作业保留仅内存时钟检查，因此向前的时钟更改可以触发逾期工作，而无需每分钟重新加载 SQL。
范围收据实际更改的数据。例如，内存索引 DML 声明没有会话行或记录更改，并保留不相关的会话参与者副本。转录本突变仍然会更新或使其会话事实无效；未知的写入覆盖率保守地无效。共享机制是[`sqlite-database-write-receipts.ts`](https://github.com/openclaw/openclaw/blob/main/src/infra/sqlite-database-write-receipts.ts)。
内存发布将索引事实保留在其自己的写入范围内，因此会话活动和嵌入缓存写入不会触发另一个事实查询。发布工作线程还保留嵌入缓存大小，仅在提交 inserts/deletes 后更新它，并在无范围写入或架构更改后重新加载。修剪使用该计数和一个有界的最旧行删除。无限制的替换写入可能会高估此一次性缓存并提前驱逐条目；有界写入在插入之前仍然保留空间。
内存管理器从工作线程准入接收模式、表存在和索引事实，而无需打开主机读取器。捆绑状态调用者通过 `readMemorySearchManagerStatus` 等待同一检索工作人员。已发布的同步 `status()` 方法保留了已弃用的兼容性，并且仅在显式调用时才打开其本机读取器；它不是工人失败的后备措施。
## 最终授权无 SQL
缓存数据和权限是不同的合约。在等待准备之后，凭证、批准、tool/command 执行、外部效果和跨用户披露需要当前所有者在效果边界拥有的权限。通过完整的写入器覆盖，此最终防护是同步内存读取：没有 SQL 也没有工作人员往返。
[`state-domain-publication.ts`](https://github.com/openclaw/openclaw/blob/main/src/state/state-domain-publication.ts) 提供发布生命周期；每个域都有自己的事实和拒绝策略：
| 发布 | 权威所有者的回应 |
| ----------- | ---------------------------------------------------------------------------------------------------- |
| `pending` | 在发送突变之前拒绝受影响的使用。 |
| `committed` | 在释放拒绝之前安装提交的后图像或删除。 |
| `unknown` | 使受影响的事实无效并拒绝使用，直到所有者恢复为止。 |
| `settled` | 仅删除该操作的待处理标记；不要明确不确定性或其他操作的否认。 |
确认的回滚保留了之前提交的事实。丢失的回复不是回滚的证据，并且不得触发盲目重放。事实通过 [`sqlite-post-commit.ts`](https://github.com/openclaw/openclaw/blob/main/src/infra/sqlite-post-commit.ts) 呈现在公众观察者面前。 Exec 允许列表使用写入保留接收和取代跟踪，而不发布挂起的拒绝：记录上次使用的元数据无法撤销另一个命令的授权。政策编辑和持久允许始终拨款仍会发布待决拒绝；未知的结果仍然使政策观点无效。 GitHub 发布生命周期绑定是不可变的。当簿记挂起时，请求插入和状态更新不会撤销现有绑定。发送前删除仍拒绝使用；未知的结果和更换的绑定仍然被隔离，直到所有者恢复为止。
个人凭证和GitHub出版物所有者是具体示例：[`user-model-account-authority.ts`](https://github.com/openclaw/openclaw/blob/main/src/state/user-model-account-authority.ts)和[`github-publication-receipts.ts`](https://github.com/openclaw/openclaw/blob/main/src/state/github-publication-receipts.ts)。凭证写入者保管警卫检查已审查的写入者边缘，并且表 DML 通过数据库工作人员棘轮下沉。它可以捕获绕过收据发布的未注册作者；它并不对每个数据库编写者进行认证。参见 [`personal-credential-writer-guard.mts`](https://github.com/openclaw/openclaw/blob/main/scripts/lib/personal-credential-writer-guard.mts)。
董事会对已接受的写入使用准入时间权限：在撤销之前已准入的写入可能会完成；新的写入被拒绝。目标生命周期和私人内容披露仍然需要当前的权威。参见 [`sqlite-board-store.ts`](https://github.com/openclaw/openclaw/blob/main/src/boards/sqlite-board-store.ts)。不要向内部簿记添加第二次跨线程撤销握手。其本地作者尚未发布完整权威事实的所有者保留其记录的 [final 守卫](#retained-final-authority-guards)，直到切换完成。
## Session actor 和内存索引
对于持久的、文件支持的会话，[session actor](#session-phase-actor) 拥有现有代理写入器队列内的热状态。主线程保留一个不可变的收据维护副本，在短期调用者句柄之间共享。冷酷的演员在一份声明中将条目、成员资格、待输入托管和转录元数据合并在一起；冷突变在其自身的交易中水合。热情的读者使用复制品。在命令确认之前完成提交的 postimages 安装；驱逐、替换、不完整覆盖和未知结果会将读取返回给规范工作人员。有界转录本有效负载读取仍由历史记录所有者保留。请参见 [`session-actor.worker.ts`](https://github.com/openclaw/openclaw/blob/main/src/config/sessions/session-actor.worker.ts) 和 [`session-actor-replica.ts`](https://github.com/openclaw/openclaw/blob/main/src/config/sessions/session-actor-replica.ts)。
持久演员驻留仅保留树链接（`type`、`id`、`parentId`、`targetId`、`appendParentId` 和 `appendMode`）和精确的字节计数。冷水化工程SQL中那些领域；模型上下文导航属于历史阅读器。完整的机构留在SQLite并承诺附加收据；当有效负载不再位于当前事务中时，重试读取规范存储。 Actor 附加慢速保持警告包括 `context.payloadBytes`、主要准备事件或消息有效负载（轮次附加的消息体总和）的 UTF-8 大小。此计数不包括可选的初始化标头。报告的`phases.sqlMs`包括事务内的同步JavaScript工作；它不是 SQLite 语句计时的总和。
冷输入准备使用轮次规划器，而不是首先获取完整的 Actor 副本。规划器将其恢复期望带入输入命令中；准备好的、显式的和温暖的副本期望在版本重试中保持固定。转录输入和重新启动恢复仍然在现有写入器 FIFO、源检查、最终主机 COMMIT 授权和收据结算下原子提交。架构、持久性和更新行为保持不变。
会话内存索引是后台工作。它会在 30 秒后批量更改转录本，而无需更改转录本或轮流运行。待处理的工作在轮流中保持其原始年龄；五分钟后，它可以在下一个空闲间隙启动，而无需另一个安静期。运行轮次仍然优先，并且在有限的源批次之间产生传递。搜索读取最后的索引状态；它不会刷新待处理的转录本索引。活动回合已经有其对话上下文。请参阅 [ 内置内存新鲜度 ](/concepts/memory-builtin) 了解定时、关闭和重新启动追赶，以及 [`manager-session-sync-ops.ts`](https://github.com/openclaw/openclaw/blob/main/extensions/memory-core/src/memory/manager-session-sync-ops.ts) 了解调度所有权。
使用量汇总刷新每个数据库和范围共享一个队列。会话使用读取仅提升其请求的会话，并等待这些刷新提交，包括刷新运行时发布的附加。聚合缓存读取刷新挂起的脏会话发布。两者都不会等待不相关的启动或修复回填完成：精确读取在下一个有界批量批次之前运行。已运行的批次在优先工作开始之前完成。后台作用域耗尽仍然拥有完整的回填，并且失败或取消的刷新会拒绝其挂起的精确读取，而不是返回过时的总计。
## 交易和查询形状
使用 Kysely 进行普通查询。原始 SQL 属于模式、迁移、引导程序或合理的引擎拥有的原语。在写入事务之前准备异步输入；它的回调是同步的，不能等待工作。当一条语句表达突变时，使用条件更新或更新插入。 `runSqliteSingleStatementSync` 使用 SQLite 自动提交和已提交的事实发布； PostgreSQL 写入仍使用 `runTransaction` 进行写入者保管。为必须一致的相关读取保留显式快照。共享助手住在 [`sqlite-transaction.ts`](https://github.com/openclaw/openclaw/blob/main/src/infra/sqlite-transaction.ts)。
不要将大小限制的 JSON 投影移出 SQL：选择完整的转录体或 blob 来丢弃 TypeScript 中的大多数字段会增加传输和解析成本。引擎特定的投影属于引擎的助手。请参阅 [ 存储更改合约 ](/reference/database-schemas/storage-changes)。
会话编写者验证他们已经持有的序列化节点，并通过条目保持其最终有效性。他们不会排队或重新读取自己的行以进行会话认证。离线导入、医生修复和主键策略更改显式排队验证并撤销共享就绪单元和持久收据；回滚可能会保守地使准备状态被撤销。这些操作需要专门的离线或启动维护托管。物理完整性准入仍然有效，与会话准备情况无关。 schema 25 迁移在准入之前为每个现有节点播种；请参阅 [ 会话编写器验证 ](/reference/database-schemas/agent-schema-history#canonical-writer-validation)。
入站会话元数据和最后路由更改使用封闭条目操作。网关一次准备插件拥有的组和来源事实；作者将这些事实与其当前条目合并，保留并发元数据、路由回退、创建来源和活动时间戳，而无需分离回调比较。技能快照持久化使用相同的固定字段路径。通用回调保留其准备和比较契约，并且源和对话权限仍然适用于突变边界。这些操作不会更改架构、存储格式、保留或更新行为。
新的隔离的同代理子代理使用其创建条目提交首次准入元数据。主机绑定的启动将该后映像带入第一次准入，避免了第二次加载、通用重用准备和元数据补丁。收据被消耗一次并且不授予任何权限：工作租约仍然加载当前条目并在执行之前拒绝替换或重置。因此，当前的策略和元数据写入在准入后仍然存在。分叉、恢复的子项、隐身存储、收集器、线程绑定和跨代理准入保留其现有路径。
观察者摘要和活动回顾也使用封闭条目操作。他们的作者在将字段合并到当前行时检查当前生命周期、摘要修订、回顾资格和转录谓词，无需单独的补丁准备请求。提交收据发布接受的更新；被拒绝的减少不会发布。观察者运行取代在入队之前进行检查，因此排队的摘要可能会短暂地超过其运行时间，直到下一个观察；会话生命周期和修订谓词仍然防止覆盖重置或更新的摘要。
会话突变候选者在现有的提交权限交换中携带其最终传输帧。普通考生无需单独转学确认书；较大的候选者保留有界的中间框架。主机在授予 COMMIT 之前验证完整的候选者和当前调用者权限，然后仅发布已确认的本机收据。 FIFO 排序、持久性、架构、存储格式和更新行为不变。
持久心跳结果声明检查其现有工作线程 FIFO 中的当前行。持久化和声明直接保留代理执行器，无需在网关线程上打开本机数据库。缺席存储没有持久的基础会话或结果，并且仍然缺席。工人拥有许可并发布承诺的结果。宿主在执行者的物理生命周期内保留有限的缺席、在场和声称的结果事实。持久性和索赔收据取代了这些事实；会话删除、生命周期替换和不确定的写入会使它们失效。已知缺勤和承诺索赔返回，无需其他工人请求。新声明保留其原子条件更新和实时提交权限检查；重试保留原始索赔时间戳和结果数据。
普通承认的会话条目和准备好的成绩单读取使用现有的读取工作人员和 WAL 快照，而不保留写入器 FIFO。写入者收据使保留的条目事实无效，而读取则保留其承认的物理数据库和生命周期。显式转录锁将其写入器连接和结算队列用于读取您的写入。同步权威接受、突变准备、冷初始化、退休比较和接受写入屏障保留其有序保留。
董事会读取共享代理的现有准入队列，并使用不相交的冲突键准备仅转录的附加内容。 SQLite WAL 快照让读取完成，同时追加保留本机写入器。主板突变、会话生命周期变化、未知写入命令和冷准备仍然通过结算保留整个数据库，在消费时保留当前的小部件授权。所有写入器保持互斥并保留 FIFO 顺序。初始化会话或运行减速器的附加命令不符合并发板读取的条件。
会话参与者突变借用其事务所有者打开的连接；他们不会在该交易之前请求第二次处理入场。当前的事务权限和最终提交准入保持不变。这些更改不需要架构、存储格式、保留或更新迁移。
配对突变在其现有的工作写入事务中读取配对设备行一次。嵌套读取重用事务本地事实；存储写入安装规范化的持久行，现有的提交收据发布这些后图像。回滚会丢弃事务本地事实。身份验证和实时提交权限保持不变；不需要架构或更新迁移。
WebSocket hello 仅当常驻出席名册包含观看的会话时才准备会话成员资格。空闲名册不需要会话行；活跃手表保留现有的会员准备和可见性过滤。配置文件权限准备重用驻留目录的角色、显示、GitHub 登录和合并别名。提交的配置文件写入会在后续连接读取这些事实之前更新这些事实；现有的权限撤销仍然适用于访问边界。该目录还保留规范网关所有者的确切本地身份绑定。指定所有者可以直接从这些事实进行连接，而无需另一个确保请求或主机帐户查找。丢失、未绑定或合并的所有者以及空白名称采用仍然使用配置文件编写器。对完整配置文件的独立读取和请求将通过共享状态读取工作线程继续进行。
运行时数据库访问属于工作人员。 Gateway主线程拥有实时投影、缓存和调用者权限；它等待准备好的事实并安装承诺的结果。上述合同适用于以下每位业主。
网关启动时等待业务初始化后再接受连接。批准恢复会关闭先前的运行时请求并修剪一个共享状态工作事务中的终端行。配置修订密钥使用同一编写器的原子获取或创建操作。在安装运行时和源快照之前，应用的配置发布等待注册的工作准备者，包括 Claw 同意来源。 Secrets 启动在采用同步快速路径之前通过其工作线程准备进程稳定的共享身份验证存储所有者。在构建其仅恢复声明集之前，放置启动会通过现有放置工作人员读取继承的声明。远程目录捕获使用其读取工作线程，并且启动 sidecar 共享一个准备好的内部挂钩选择。 Cron 启动并重新加载通过该读取器一次解析其存储的分区；惰性代理将选定的路径传递给具体调度程序，而无需第二次机器状态查询。这些更改保留了恢复、同意、存储的字节、模式和更新行为；入场和迁移仍归其现有所有者所有。
## Worker 所有权和缓存
网关在其工作线程中拥有这些运行时存储。 SQL 与现有店员一起工作；主机仅保留该所有者发布的事实。这个总结涵盖了普通轮次和列表使用的共享缓存；迁移清单记录剩余的同步兼容性路径。
| 所有者 | SQL 执行 | 保留的事实和作者 |
| ------------------------------- | ---------------------------------------------------- | ----------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------- |
| 会话演员和条目读者 | 代理执行编写器；会话 history/read 工人 | 演员和参赛收据会发布参赛作品、参与者、会员资格和水印事实。本机兼容性编写者通过同一会话更改所有者进行发布。缺失或未知的报道会使受影响的事实无效。 |
| 会话列表投影 | 工人水合作用和有限历史读取 | 主机保留列表行和显示元数据。条目、共享、转录、概要和拓扑出版物更新或无效其拥有的字段；隐身行位于持久名册之外。 |
| 用户资料 | 共享状态读取器和配置文件写入器 | 驻留目录保留显示行、角色、合并别名和电子邮件绑定。配置文件和绑定编写器在通知之前安装已提交的更改；物理更换或未知更改会使目录失效。 |
| 代理删除日志 | 共享状态读取器和生命周期写入器 | 准入保留每个物理数据库和代理的 `absent`、`pending` 或 `complete`。日志的开始、完成和删除在提交后发布新的状态；离线修复使其失效。最终删除效果保留其实时权限守卫。 |
| 插件状态 | 插件状态工作者 | 有界键控的帖子图像和缺席事实提供温暖的阅读体验。命名空间列表等待对该命名空间的早期写入，然后即使在不相关的写入期间也重用已提交的收据。未知的和解使事实无效；过期是在读取时评估的。 |
| 内存指数 | 索引出版和检索人员 | 索引事实 postimages 提供源失效和向量完整性事实。出版物所有者在索引更改后更新它们；检索拥有只读能力探测。 |
| 出站恢复和 Web 推送 | 现有的共享状态工作者 | 队列 insertion/replacement 使空恢复事实无效。订阅写入发布或使订阅状态无效。这些事实从未授权交付。 |
代理只读打开重用物理所有者承认的模式和所有权证明。跟踪DDL或文件替换需要重新入场；持久的检疫守卫在开放前仍在运行。租赁入场标志着完整性收据脏了一次。没有完成检查点的健康关闭会使收据变脏，而失败的处理会撤销它，最后的检查点关闭可以验证它。这些更改不会改变数据库格式或更新行为。
可选的会话预览回填在 `session_windows` 上存储有界预览和终端模型事实。现有队列读取加入此缓存及其源水印；完成的行不需要在以后启动时读取转录本。规范附录在其现有的突变声明中发布并保留这些事实。重写和未知投影通过转录时间戳或索引位置使它们无效。索引位置还捕获附加的旧导入，同时保留提供的 mtime。高速缓存未命中使用一个现有的写入器命令来读取有界尾部并存储其结果，包括空结果。不可用或冷投影仍然不完整，并且不会标记为成功回填。使用成本刷新会在一个工作快照中读取陈旧的汇总主体及其每月分区； discovery 仍然只读取元数据。转录统计数据直接使用现有的批量读取，无需为统计数据缓存注册每个会话的写入范围。否则，大量库存将在搅动有界缓存的同时重复传输不断增长的范围图。成绩单统计批次携带重写生成和 hot/cold 状态以及边界，因此后续扫描会重用这些事实，而无需再次读取水印。后台扫描期间的重写会集中在下一次收据驱动的刷新上。每个操作在借用托管权之前都会捕获其逻辑会话存储选择器和物理数据库所有者。发现、存档读取和重播会重用这些绑定，因此热工作线程无法替代旧的注册表查找。现有的托管和只读所有权验证仍然保护每个数据库读取。使用情况报告在一个同步引擎读取快照中捕获缓存元数据、主体和选定的每月分区，然后在异步副本发现、重播或定价之前将其关闭。并发刷新无法更改那些捕获的输入；后续报告会看到较新的缓存。规范重播保留其检查点范围的转录本读取和锚点比较。参与编写者同样重用他们承诺的投影更改决策：仅反贡献跳过显示投影读取，保留承诺的显示事实，并使精确的聚合记录无效。预览缓存使用可为空的附加列；规范转录字节和保留不变。
内存检索工作人员在查询等待期间借用现有代理只读所有者，并在回复之前释放每个借用。所有者保留空闲读取器及其准备好的语句，并由其现有生命周期处理提交写入失效和物理文件替换。矢量扩展探测保持单独的可扩展连接。内存来源和遗忘会话读取使用相同的保留读取器所有者，而不是每个请求打开一个连接；已提交的写入仍会刷新原始行和逻辑删除成员资格。搜索查询、排名、结果范围、架构和更新行为保持不变。
转录阅读器在现有会话写入收据下保留有限的 hot/cold 事实。归档、恢复、会话删除和本机写入使这些事实无效；未知的收据会退回到持久标记。每个新的转录本读取快照都会在消耗转录本行之前选择索引的冷标记。在该快照内重复读取会重用其本地事实；在快照之前捕获的提交写入收据无法替换初始标记读取。
会话参与者还发布紧凑的转录投影元数据及其提交的后图像。历史请求将该收据传送给现有工作线程，现有工作线程在会话写入范围不变时使用它。追加、重写、倒带、重置、压缩、archive/restore 和索引重建替换或使这些事实无效；冷或无效的参与者使用规范快照读取。轨迹追加和修剪不触及任何会话字段并保留这些收据。转录体和字节限制仍然是 SQL- 拥有的有界读取。
参与者读取和条目预测重用会话参与者的完整提交参与者记录，包括贡献计数和新近度。参与者编写者更新其现有事务中的这些记录并在提交时发布它们；回滚保留了之前的事实。冷漠、被驱逐或无效的演员使用规范的参与者阅读。参与者更新保持独立于元数据 CAS。规范修复在投影修复的条目（包括来自另一家商店的副本）之前，通过同一参与者所有者发布合并的参与者记录。下一个参与者或成员事实读取会看到已提交的合并，并且稍后的贡献将基于其计数。回滚修复保留之前的参与者事实。这不会更改架构、保留、存储格式或更新行为。
协作写入重用捕获的代理执行程序，而无需打开网关 SQLite 句柄。他们的提交收据通过与本机编写者相同的保留事实所有者安装成员资格、所有者、类别和参与者事实，然后在通知行和生命周期观察者之前释放待发布的内容。实时共享权限仍然由worker的事务和提交许可来检查。
仅条目当前源检查在读取工作人员中准备其选定的字段，并将其保留在现有条目发布所有者中。本机和工作线程在下一次效果检查之前写入使更改的谓词无效，因此这些检查不需要在网关上读取 SQLite。会话绑定检查仍会读取权威绑定，直到每个绑定编写者发布其完整的派生后图像。源准备借用已保留的条目谓词，而不是分派另一个精确条目读取。释放突变源使其选择读者保持当前状态；释放该读者将撤销所有借款人。目标工作线程在生效之前保留其事务本地源比较。
捆绑的本机harness准备一次会话沿袭，并通过终端清理保留相同的条目谓词。最终的血统检查使用已公布的事实；工具策略和调用者活跃度仍然授权每个效果。清理可以通过其自己的活性检查借用谱系，但不能比捕获所有者的寿命更长。发布的同步权限工厂仍然是已弃用的兼容性入口点，与准备好的 API 分开。
会话列表行具体化使用准备好的标题字段。旧的同步转录标题后备被删除；有界标题探针及其缓存位于历史工作者中。已弃用的 SessionManager 读卡器和 SDK 外观仍保留显式保护的兼容性路径，而不是物理 SQL 报废。
仅当所选条目及其父条目都被覆盖时，回复初始化群组才会重用这些条目事实。冷存档缺失需要完整的参与者快照；仅限条目的事实并不能证明这一点。 Archive/restore 收据使该快照无效。生命周期规划和提交重用当前参与者条目进行单条目更改，同时保留丢失更新比较和未覆盖计数、存档和维护读取。仅当完整的 Actor 快照证明所请求的当前窗口没有未使用的输入时，待处理输入历史记录才能跳过其工作程序请求。暂存、消耗、替换和未知写入通过现有所有者收据更新或使这些事实无效；重启和驱逐返回给规范读者。
## 会话和辅助工人操作
有界转录水合作用从规范的工作快照中播种现有的会话参与者副本。完整的活动路径和支持的线性窗口从提交的附加增量前进，包括存储的有效负载字节长度。持久附加收据与附加事件保持比例；它们省略了完整的脚本索引、每个事件的字节表和重试历史记录。网关保留了来自水合和附加收据的选定正锚点。丢失的锚点是未知的，因此对其的请求使用规范读取器。
上下文窗口保留其标头和最多请求的事件限制加上 128 行，存储字节限制为请求的字节限制加上 512 KiB，包括标头。读取仍然尊重调用者的原始限制。单独提交的尾部最多保留128个事件和512个KiB；选定的锚最多保留 128 个条目和 128 KiB 估计内存。这些有界事实共享参与者的驱逐和写收据失效生命周期。
保留准入和导航的覆盖提示元数据重写可以从其收据行更新保留的窗口。冷酷或被驱逐的事实、不受支持的路径或边界投影、保留覆盖范围之外的承认以及未覆盖的重写都使用规范读者。内容编辑、重置、倒带、压缩、存档更改和删除会使保留的上下文无效。架构、存储格式、保留和更新行为保持不变。
仅元数据生命周期提交会发布常驻参与者的更新条目，同时保留其记录。参与者的更改将保持转录有效负载的私密性，直到下一个参与者快照确认相同的转录版本。释放 Actor 句柄后，回复传递可以读取已提交的锚点事实；送货呼叫者仍拥有当前授权。重置边界、会话替换和内容编辑继续使保留的上下文失效。
保留记录准入和导航的精确元数据重写在现有提交的授权收据中携带其规范的替换行。驻留参与者在同一交易中更新其字节计数和突变时间戳；主线程副本安装这些行，而无需其他工作人员读取。这包括水合后相同的模型提示捕获。回滚使存储的消息保持不变，并保留数据库所有者的写入失败缓存失效。冷酷的参与者、内容或拓扑变化、未知的写入以及保留的覆盖范围不足都使用规范阅读器。没有引入额外的收据、新鲜度查询、权限授予或存储格式。
轨迹追加和保留编写器发布他们更改的会话和轨迹序列范围。它们的仅轨迹 SQL 声明没有会话行或转录本更改，因此它不会使不相关的参与者事实无效。持久运行时追加始终使用现有的代理执行工作线程。转录追加、内容重写、倒带、压缩、archive/restore、删除和未知写入保留其会话范围内的失效或已提交的参与者更新。
活动摘要批次还在其提交的写入令牌处重用参与者完整保留的线性上下文，包括规范模型快照和运行时上下文元数据。副本和工作线程共享转录投影语义和增量批次选择，包括字节限制和省略内容处理。不完整或无效的上下文、不支持的条目以及重置、倒带或压缩边界使用有界工作读取器；副本不添加单独的缓存、存储格式、保留规则或权限授予。
父叉使用现有的会话输入工作线程进行副本复制和子行提交。内部分叉转换是数据补丁，而不是本机回调。编写器读取当前的父级和子级一次，并将补丁合并到当前子级中，保留后端准备期间进行的进程内更新。父级重置为未恢复的冷副本可能需要重试；它不会覆盖较新的子行。
会话初始化在外部策略注入之前立即保留其同步当前行保护。仅生命周期监护不会观察到已撤销的子行。当初始化具有完整的撤销收据覆盖范围并且可以在其稳定版本迁移期之后删除已弃用的同步写入器路径时，退休此防护。
捆绑的接受输入完成写入使用异步挂起输入所有者。已弃用的同步记录器 SDK 保留本机完成功能，直到下一个插件 SDK 主要版本为止。公共收据读取、目录页面和标题、终端后备模型读取以及持久的生命周期后计数使用现有的读取工作人员。目录页面保留原始事件标识和有效负载字节范围。当初始化程序回滚或harness清理存在时，持久生命周期删除也会使用工作线程；初始值设定项回滚仅在提交接收后才会被消耗。不透明harness清理已弃用，并在提交后运行，并将失败报告为警告。
保存的会话发送恢复通过现有会话读取器在每个存储的一个元数据查询中发现具有未消耗的排队或中断输入的当前会话。它仅为这些候选人打开有限的输入历史记录。历史记录所有者仍然协调丢失的排队输入保管，并且交付仍然在分派之前检查当前端点和通信权限。发现后接受的新输入属于其普通直播所有者。
已发布的同步 SDK 阅读器和跨商店授权检查仍显式计数。隐身模式无需 SQL 即可读取内存参与者状态。跨商店检查可保护目标工作人员无法验证的可见性、成员资格和对话权限。这些更改不添加架构、保留或更新迁移。
冷会话创建使用现有的会话输入工作线程来进行请求密钥和父级查找。网关的 `snapshot` 计时包括工作器读取之前的范围准备及其写入队列预留；它不会克隆会话存储。该保留在采用现有密钥时保留了早期排队的写入，并保护共享存储发现免受并发冷注册的影响。创建提交获得自己的作者许可并重新验证当前权限。个人默认选择通过现有的共享状态和身份验证存储读取器读取配置文件链接及其选择的凭证；凭证权限在创建时仍然适用。默认 cron 加载在加载作业的同一工作操作中解析其保存的分区。排队加载在该操作开始时使用已提交的分区，而无需重新捕获主机。内存初始化和状态消耗索引事实后图像的源失效和向量完整性。发布工作者拥有向量扩展加载和退出，而检索工作者拥有只读能力探测。这些路径不添加架构、保留或更新契约。
计划的 cron 运行在声明和激活工作时重用其队列事务加载的作业。一份冲突安全收据插入通过其唯一索引声明请求 ID 和活动作业空位；只有被拒绝的请求才会读取现有收据以报告重复项并修复已消耗的预定时段。启动和时钟跳跃追赶会改变调度程序命令已加载的作业，而不是重新读取它们的 ID 并再次读取运行时突变。每个新命令都会加载当前行；追赶保留了干预过程中的编辑和持续的未来重试。执行权限在队列准入时加载。调度程序使用其加载的作业后映像在一个工作命令中声明并激活到期运行。新声明直接持久化运行状态；容量受限的运行保留其排队状态和 FIFO 顺序。激活将所有权和启动时间一起提交。工作突变会返回其承诺的后图像，而无需重新读取存储。 Finalization 使用条件接收完成写入来实现幂等性，在同一事务中提交历史记录和作业状态；终端保留在完成时运行，而不是在索赔时运行。隔离准备保留了预运行元数据的技能，并且持续同步包括在同一写入中选择的 CLI 提供程序。第一个未更改的嵌入式候选者重用成功持久化的预运行模型和工具及其初始化的延续；失败的准备写入、CLI 候选、回退和稍后的提示尝试在执行之前仍然存在。仅当简历字段需要协调时，成绩单的存在才是只读的。重复运行排除、交付结算和运行历史记录保留保留其现有所有者和语义。看门狗重用写入无效的调度程序行和实时本地收据所有权。运行上下文不会触发队列耗尽；排队的行仍然如此。计划完成后，提交的作业行确定在调度维护扫描之前是否需要计划修复。手动运行保留其过期时隙和节奏修复。
托管传出媒体清理使用与媒体服务相同的保留会话读取器。持久会话发现和条目读取在现有读取工作线程中执行；隐身读取使用内存演员。清理将不可用或不明确的存储与丢失的转录引用区分开来，并在无法读取所有权时保留媒体。它不再保留单独的本机会话选择器或发现缓存。存储媒体、保留策略、架构和更新行为保持不变。
会话访问器内核仍然混合在一起，其中已发布的持久同步 SDK 方法或不透明事务回调仍然调用它们。隐身访问使用内存参与者。工作程序调用者不会使共享内核仅成为工作程序。清单将这些电话保留为移民债务；由 Doctor 的 `expectedRawEntryJson` 变体保护的原始行删除是一个离线修复异常。
状态呈现在渲染之前通过现有的历史工作者准备有限的使用和终端模型事实。具有普通主机权限回调的目标突变使用现有的作者授权；不透明的本机或跨商店权限仍然保留其当前的效果边界。转录重写在写入事务中比较加载的生成、序列和突变时间戳。压缩使用其附加收据而不是重新读取附加的行或版本。这些路径保留存储的字节、权限和更新行为。来自网关的持久 SessionManager 调用必须使用异步方法。已弃用的同步 SDK 方法在弃用期间保留兼容性，并将在以后的稳定版本中删除；捆绑的转录档案和模型上下文阅读器使用工作器。 Skill Workshop 通过历史工作者验证源权限、生命周期和接受的锚点。它会重复使用这些事实，直到网关的会话密钥或记录写入收据发生更改。最终文件系统守卫检查保留的收据，不带SQL；准备期间的写入会拒绝该效果。
会话生命周期回调使用现有的工作线程准入和提交后上下文。初始化回滚通过现有的提交终结器记录其完成情况。捆绑式harness使用具有工作意识的删除参与者；外部不透明删除回调保留已弃用的同步适配器。将它们替换为 `createNativeSessionBindingLifecycleV2`（用于存储的绑定）或 `createNativeSessionCommitFinalizer`（用于仅提交效果）。当这些持久适配器存在时，共享生命周期、维护和工件内核仍保守地分类为 T1。隐身模式使用记忆演员，并且永远不会成为失败的持久工作的后备方案。
Node-host 配置写入和一次性 GitHub 设置切换使用现有的共享状态写入器。切换消费会在一个语句中删除并返回匹配的活动行，因此并发消费者无法重用它。配置观察通过现有的诊断编写器将审核历史记录排入队列，并加入其任务的异步清理；突然的进程退出可能会丢失待处理的尽力而为的观察。来自网关的更新运行创建、完成、验证和诊断同样使用现有的更新运行工作线程。
会话绑定收据安装精确缓存的帖子图像和墓碑。有序选择使用一条语句，多会话列表一起选择所有请求的键。 Heartbeat 声明使用条件更新返回声明的行；结果持久性在插入中选择其会话所有者。消息工具完成在其记录事务中安装任何丢失的附加表，并随后使用已承认的模式事实。新的使用摘要不会查询刷新锁定状态。这些更改保留了架构版本、保留、存储的数据和更新兼容性。
剩余的同步兼容性债务包括已发布的会话绑定和代理捕获 SDK 回调以及公共准备工作空间获取防护。隐身使用和结果存储使用会话参与者的内存后端。隐藏的 GitHub 凭证保留其同步凭证生命周期所有者和当前效果检查。移动这些调用需要对其所属合约进行割接；将它们重新分类为工人代码将隐藏真正的债务。
代理轮流准备将其承认的会话条目带入本地模型设置中；凭证调度仍然在其效果边界读取当前所有权。取消准备保留了会话生成所有者，而无需仅打开第二个编写器来预热它。持久上下文引擎发件箱 SQL 仅在其现有工作线程中运行；隐身发件箱操作使用内存参与者。恢复返回其挂起的结果而不需要另一个查询。发件箱交付保留了引擎现有的幂等逻辑回合合约，因此重叠恢复可以安全地重新交付回合。身份验证工作人员在一条语句中读取凭证和运行时状态单元。
沙箱效应防护程序使用从现有注册表读取和写入记录安装的物理数据库事实。提交的replacement/removal在下次生效之前使老年代失效；未知的解决方案澄清了事实。工作树清理消耗其已加载的租赁普查。移除锁和进程退出租约清理保留其同步锁基元边界。已发布的同步 auth/ModelRegistry 适配器和后代删除防护仍然存在显式迁移债务。相反，代理删除清理通过共享状态工作人员准备其日志，并在生效前立即检查实时租赁所有者和已提交的日志收据。日志回滚不会发布替换，未知的解决方案会使准备好的权限无效。删除事务验证捕获的安装；支持的 Claw 安装作者拒绝待删除。实时网关期间的原始所有者外 SQL 不在单一所有者合同范围内。这些更改保留了公共契约、模式、保留和更新行为。
机器状态使用者通过共享状态工作人员准备配置、cron 分区、身份验证存储所有权和载入结果。授权存储所有权和批量插件元数据读取使用只读工作程序，包括保留的工件保存快照，而无需允许编写者。网关配置文件策略和显示阅读器使用已承认的配置文件目录；提交的配置文件在调用者恢复之前更新该目录。代理生命周期读取器同样在工作器中播种事实并应用出处和删除日志收据。规范验证谓词消耗承认的收据；只有模式准入和工作人员打开才会加载丢失的持久收据。
网关进程是 OpenClaw 数据库及其状态的单一所有者。读者工作者、作者工作者和主线程投影共享该所有权；单独的连接不是单独的状态所有者。提交写入者的进程内收据在下次使用之前使每个保留的行缓存失效。缺少收据覆盖需要直接读取，而不是外部提交探测。运行时 `PRAGMA data_version`、版本观察和外部观察范围不是正确性契约的一部分。自动提交中的 SQLite 语句会在没有新鲜度查询的情况下查看已提交的行。仅当多个语句需要一个一致的快照时才保留显式读取事务。
空闲出站恢复和 Web 推送订阅状态检查重用网关主机上的物理数据库事实，避免工作请求以及 SQL。队列插入和替换使空恢复事实无效；订阅突变通过现有提交收据发布或使存在无效。这些事实并不授权发送：交付托管和当前订阅政策仍属于其现有所有者。提及收件箱头检查使用相同的物理数据库准入生命周期。
外部编写者，包括 CLI 命令、Doctor、cron 进程、本机伴随进程和插件子进程，必须通过网关进行路由或在网关停止时获取独占所有权。没有采用这条路线的现有直接作家是移民债务；它们并不能证明恢复运行时新鲜度探针是合理的。写收据并不授权效果：实时权限检查、当前行谓词、FIFO 排序和已接受工作结算仍然适用。
SQLite 格式、模式版本、完整性、所需索引和表存在验证在每个物理数据库的开放句柄和工作线程之间共享。第一个开启者通过现有的工人引导程序和经纪人渠道发布承认的事实。稍后的处理、工作人员隔离、范围和请求会重用这些事实，同时承认的连接保持打开状态。最终的本机关闭或工作程序退出会废弃事实并将其从工作程序引导快照中删除。每个连接关闭后重新打开会再次验证数据库。 Identity 是文件的卷、inode 和稳定出生时间，用 `fstat` 检查；路径相等或 SQL 版本探测不建立物理身份。替换或恢复的文件需要首先进行验证。身份所有者保留进程生命周期的描述符，并根据打开时选择的路径检查其 `fstat` 身份。在 Linux 上，其中 Node 可能将更改时间报告为出生时间，现有的标准化未知出生时间值仍然使用；保留原始描述符可以防止该 inode 被重新用于替换文件。该描述符持有身份保管权；它与 SQLite 的本机连接描述符分开。这份小小的身份记录在正常关闭后仍然存在；架构和行写入元数据则不然。显式的数据库删除或维护可以在加入其本机消费者后停用描述符。此清理不会更改持久数据、架构或更新过程。
同步准入交换携带所请求的物理数据库的事实和保管，包括其原始路径名现在指向其他地方的保留文件。
仅当拒绝的开启者证明没有打开代理句柄并且准入清理成功时，它才能保留另一个所有者的读取器验证。本机打开或架构刷新期间准入失败无法携带该证书；退休保持保守的验证和租赁清理。
在调用者工作开始之前，执行所有者可以在其现有准入重试预算内重新获得已解决的过时模式拒绝。它首先退出被拒绝的本地生成并重新检查所有者、请求和调用者权限。此恢复永远不会重播无效的收据、失败的清理和输入的操作。
隔离守卫加载每个目标路径名的决策一次，并通过现有的数据库事实传输消耗提交的 record/clear 后映像。缺席是一个明确的事实，因此不变的警卫不会查询隔离存储。回滚保留之前的决定。显式医生检查保留其磁盘读取，并且记录的拒绝仍然检查它是否适用于已验证的文件生成。其他进程必须通过网关路由写入或拥有独占的离线所有权。每个物理数据库每个进程的隔离存储的架构、版本和安装保持允许一次。别名共享目标的物理格式、模式和完整性事实；决策保留其路径名范围。持久化模式没有改变。
主机拥有保留的身份描述符，因此工作线程退休无法关闭它们并释放同级 SQLite 连接的 POSIX 锁。 OpenClaw 准入传输之外的工作人员可以使用继承的主机事实；非共享的首次打开保留其本机验证检查。仅事实工作通道不授权文件创建。生产编写器通过仅主机代理打开存储，该代理在创建文件之前立即检查当前的 request/access 权限和捕获的目标。嵌套工作中继共享准入事实，但不通过公共运行时或插件 SDK 公开写入器存储创建。加入的快照、删除和维护所有者在本机消费者耗尽之后和删除文件之前释放身份托管。托管恢复保留原始文件及其身份保管，而不是在保留独占 SQLite 事务的同时关闭这些描述符。 NOCOW 维护首先证明进程中没有该文件的其他描述符。
迁移和修复所有者在 DDL 提交后保留其检查并发布替换事实。普通运行时使用者不会重新验证该结果。
捆绑的工作后端可以在托管事务内的已知派生表 DDL 之前使用 `openclaw/plugin-sdk/sqlite-worker-runtime` 中的 `stageOpenClawAgentDatabaseSchemaExtension`。仅当操作保留代理所有权元数据以及规范代理表、索引和触发器时才使用它。承诺收据保留那些现有合同；未分类的 DDL 和迁移仍然需要正常的架构准入。没有代理准入的私有数据库不受影响。这是一个私有本地运行时助手；它的声明被故意排除在类型化公共插件 SDK 包中。
内存的向量工作器在替换其派生虚拟表之前暂存代理模式扩展收据。提交后，它会发布已确定的目录，包括 SQLite 扩展影子表，同时保留未更改的代理所有权、完整性和规范模式证明。未知的 DDL 仍然使该证明过期。失败的向量事务会在下次使用时重新允许工作人员使用。一旦目录初始化，每次物理进入都会保留文本编码；空数据库仍然可以在第一个 DDL 之前选择其编码。这不会更改持久架构、迁移、保留或更新行为。医生和明确的核查保持独立检查，并且被证实的腐败仍然会取消入院资格。写入者收据使缓存的行事实无效，无需重复格式检查；活动 SQLite 快照保留其现有视图。当前调用者权限、租用所有权和存储的会话行验证保留其自己的生命周期。
原始保存点、包含事务控制语句的批处理以及同步本机语句回调可以在其架构视图已知之前保留历史快照。这些视图可能需要私人目录捕获，因为读者可能会重叠我们自己未解决的 DDL。历史元数据将保留在该快照中，除非所有者将其与当前提交的准入进行积极匹配；过时的采用无法取代共享目录。仅匹配目录定义无法证明所有权或内容版本行在未知的 DDL 中幸存下来，因此除非作者发布替换事实，否则它们的下一次所有者查找将验证一次。托管读取范围重用已承认的快照事实。这些异常不会向普通打开、工作请求或事务框架添加格式轮询。
在共享事实可重用之前，本机语句垃圾收集和工作线程退出必须通过现有生命周期所有者解决未完成的快照和突变所有权问题。废弃的 JavaScript 参考或单独的 IPC 断开连接不会建立本地结算；这使用生命周期完成，而不是新的轮询循环。
普通的持久入口补丁默认使用现有的代理编写器。回复设置、压缩计算、标题、语音会话和捆绑的生命周期生成器通过准备将源谓词携带到该编写器中。工作人员重新读取权威行并拥有同步事务中的条目规范化、对话身份和来源。主机授权在事务和提交时保留实时调用者权限；已确认的出版物和已接受的写作结算仍归现有条目所有者所有。隐身模式使用记忆演员。确认的参赛收据会发布准确的会员资格和类别事实，而不是强制读取新的会员资格。准备好的会员守卫在效果边界上使用条目所有者的承诺事实。改变权威的写入在提交之前否认这些警卫，并在发布否认或通知观察员之前安装已提交的事实。在所有者重新启动之前，未知的持久权限结果将保持被拒绝状态，包括在数据库句柄关闭并重新打开之后；重新读取或稍后成功写入都无法解决此问题。类别和其他仅元数据写入不会撤销成员权限。交付重新检查同步监听器写入；移动的成员资格和取代的元数据仍然无效。隐身成员身份使用会话参与者的内存后端。其承诺的成员资格事实在有效边界内保持最新，无需本地数据库或第二个所有者。提交的条目元数据通过其现有所有者保留主动轨迹保留扫描。未知的本地写入仍然使扫描无效；回滚不发布任何确认。持久轨迹保留由附加触发，每小时一次聚合。追加共享待处理的通行证；无效或失败的传递会等到下一个每小时的机会，而不是在每次追加时重新启动。现有的有界删除批次会消耗传递的摘要和已提交的轨迹收据。当并发写入更改保留决策时，快照失效和运行内容检查仍然可以保护历史记录不被删除。 v2026.9.8 `plugin-sdk/session-store-runtime` 进入和最后路由合约在本机交易中保留其不透明的 `assertCommitAllowed` 回调。发布的模型选择验证器和同步停止当前回调保留其本机适配器；捆绑的控制等待工作人员支持的当前性检查，并对突变进行准备好的源检查。跨存储源还保留本机原子性，同时发布的同步转录本 SDK 可以绕过异步队列；在下一个 SDK 主要版本中重新审视该兼容性路径。架构、保留字节、持久性和更新行为保持不变。
捆绑的插件通过 `session-binding-runtime` 外观获取准备好的当前性检查并组成条目提交保护。 `captureSessionEntryCurrentCheckAsync` 保留选定的会话生成和可选的对话替代方案；它等待的效果检查会在一个现有的读者-工作人员快照中读取这两个内容。返回的`release()`在结算后结束了拥有操作的捕获权限。类型化突变携带准备好的源，因此编写者检查一批读取的对话中的所有替代方案，并通过其事务授权发布匹配的分支。仅条目结合突变通过现有作者准入携带 `entryCurrent`。主机回调会检查这些匹配中的实时 channel/run 事实，因此完成的发布商可以让位于记录的父级，而不会丢失有效的标题更新。 `source.assertScopeCurrent()` 仅检查主机生命周期和物理源保管情况；它不会取代等待的效果检查。永远不稳定的 `captureSessionEntryCurrentCheck` 外观及其同步回调准备路径被删除。隐身调用者使用等待的参与者操作和内存持有的权限。
历史读者可以借用现有的物理和会话入场券，而无需开放主机读者。接收范围检查其实际文件和实时收据；当前策略、待定的规范验证和当前行读取仍由读者保留。当物理准入已知时，第一个规范读取会在策略读取之前进入其快照，从而避免丢弃探测。
网关放置移动通过现有的工作人员操作读取其意图。移动准备携带协调器捕获的源；最终的工人过渡仍然会在提交之前比较确切的移动和安置。批准决策、允许一次消费、到期和放置转换会从写入中返回其已提交的行，而不是再次选择它们。组目录快照将顺序和默认值一起读取，并且组突变检查一次成员身份，同时保留最终的调用者授权检查。这些更改保留了架构、存储的字节、权限和更新行为。已发布的同步 SDK 批准和配售合约保留其原生效果防护。
会话维护在网关上保留其公认的活动条目计数和保守的年龄期限。条目写入收据调整这些调度事实；移除和未知结果使它们失效。普通活动不会在到期或容量压力之前发送维护读取。 Due work 会获取其现有工作人员快照，其确认会提供下一个截止日期，而无需第二次验证请求。存档文件发布通过规范代理工作程序记录其元数据，包括在本机删除准备之后。原生内联维护和归档持久化仍然共享已发布的不透明SDK删除事务；移动这些调用需要交易所有者的切换。这不会更改架构、保留、存储的字节或更新行为。
## Live T1 和已弃用的兼容性
`pnpm check:database-worker-ratchet` 与 **T1-compat** 分开报告实时 **T1**（仅弃用的同步兼容性）。 T1 仍然是捆绑可达或未经验证的 runtime/mixed SQL 的保守库存； T1-compat 不是工作执行或运行时加速。合并计数仍然显示保留的同步实现。
操作只有通过`scripts/lib/database-worker-compat.mts`中审核过的操作注册表才能进入T1-compat。它的声明必须保留 `@deprecated`，并且源图必须没有捆绑的值引用，除了其他经过验证的兼容性边界之外。检查遵循导入和重新导出别名，包括 SDK 桶，并拒绝转义回调和命名空间值以及直接调用。仅类型引用和纯重新导出保留已发布的 SDK 表面，而不会成为运行时调用者。测试仍在该生产库存之外。单独的弃用标记不会将 API 移动到 T1-compat。
从这些边界到达的命名函数内核进入相同的符号图。仅当每个引用都是来自另一个经过验证的兼容性函数或已分类的工作程序、boot/maintenance 或 CLI 操作的直接调用时，内核才是 T1-compat。任何普通的捆绑调用者都会使内核及其被调用者再次存活。导入别名、名称空间访问和动态导入是根据声明标识而不是匹配名称进行检查的。
封闭的接收者家族加入了该图：直接返回的对象方法、函数值属性、返回的可调用对象以及简单的类实例继承其工厂的证明。捆绑的工厂电话或逃跑的成员可以维持一家人的生活。具有继承、字段、计算名称、装饰器或静态块的类仍未得到证实，因为仅构造并不能建立其效果的所有权。共享的 async/sync 工厂和不支持的返回对象形状也保留为 T1；这个证明并不尝试对整个程序进行分析。
混合接收者可以改为注册单个已弃用的成员。这些成员有自己的兼容性边界；构造接收器或调用其异步方法不会使其已弃用的成员生效。对于显式类型化的服务单例，检查会跟随公共类型成员返回到其审查的实现。从普通捆绑代码中调用或转义该成员仍然无法通过检查。
库存生成器和工作棘轮运行相同的检查，包括分阶段源检查。即使在同一更改中删除了另一个 T1 调用，添加捆绑的调用者也会失败。共享内核可能同时具有工作调用者和已弃用的调用者，但没有未经验证的主线程调用者。仅工人呼叫者并不能证明这一点。生成的清单列出了每个剩余 T1 站点上最大的实时所有者和词汇 API/operation，包括保守残差。引导准入、迁移、Doctor/CLI 一次性和锁定原语保留其现有的 T2/T3 分类。
使用生成的 [ 迁移清单 ](/reference/database-schemas/worker-access-inventory) 作为当前剩余站点和操作名称。混合助手的 T1 分类并不意味着每个调用者都在主机上执行它：捆绑的 Codex SQLite 历史记录使用 `SessionManager.openModelContextAsync`，并且本机历史记录验证在其历史记录工作线程中运行。捆绑对话路由同样使用等待的绑定读取器。已弃用的同步路由包装器和会话初始化的 `link` 方法仍然是兼容路径；官方harness使用 `linkAsync`。当前对外部效应的凭证检查仍然是安全边界，即使它们的准备读取已经转移到工作人员身上。
在稳定弃用期后删除 T1-compat API 及其剩余的同步内核，以及过时的 SDK 导出和注册表项。发布发行说明，命名已删除的 API 及其异步替代品。在移除之前，保留已弃用的API的完成交易合约；将捆绑的调用者迁移到所属的工作操作，而不是删除兼容性实现。
## 会话目标发现
网关组合列表、搜索准备、cron 所有者发现、交付上下文恢复和有序运行时候选选择正在等待现有会话 history/discovery 工作人员。目标选择一起返回逻辑和物理存储事实；持久读取不会在网关线程上运行 SQLite。组合的拓扑和行读取共享本机维护入口点使用的联合策略。绑定和未绑定的隐身目标使用内存参与者，而无需打开 SQLite 数据库或分配数据库工作线程。
普通发现会保留一份捕获的名册和列表直至完成。在下一次所有者准备时会观察到稍后的注册表、路径或行更改；没有读后注册表重试或重复的列表身份捕获。注册表收据和物理更换使可重用的目标事实无效。会话行写入会使固定存储库存无效，其代理可见性可能取决于这些行。每个代理清单在正常轮次中保留其路径和注册表事实，避免再次发现和读取器清理请求。当前搜索披露、项目删除和其他实际效果方面的授权仍然需要。发布的同步转录命中 SDK 和本机突变回调保留其现有内核，直到那些拥有的合约被迁移；这并不是说所有共享发现内核都是worker-only。
## Config CLI 所有权
配置突变准备读取而不记录配置运行状况观察结果。试运行不会获得网关状态所有权，并且可以在网关运行时预览更改。未更改的 `config set` 不会初始化状态数据库，尽管它在准备前仍获取脱机所有权。
实际的配置写入通过工作清理保留独占的离线所有权。他们仍然记录配置审核、最新快照和上次接触的元数据；正在运行的网关必须先释放所有权，然后才能继续进行 CLI 写入。这些更改在更新后不需要架构迁移或操作员操作。
### 非会话记账
进度卡替换和重置会增加其写入语句中存储的修订版本；有条件解雇保留其修订谓词。接受的写入在配置更改中保留原始存储目标，并且仍然检查调用者权限。成员资格删除和建议最终确定同样会从条件突变中返回其提交的结果。反应删除从同一事务中已读取的行中得出其结果。
类别更改仅准备受影响的键。他们的作者读取当前条目一次，保留不相关的字段，并跳过离开源类别的条目。目标突变和上游链接初始化一旦进入交易就会检查其来源；现场主持人入场仍然是分开的。 Workshop 追加重用数据库所有者承认的表和索引事实。
耐用板写道，包括跨商店源权限，使用现有的工作人员。在异步准备之后，源准入会读取网关请求所有者的保留事实一次。撤销拒绝新的录取；已经承认的写入可能会完成其目标提交。待定或未知来源的出版物仍会被来源所有者拒绝。目标会话身份在突变内核的事务中检查一次。隐身板写入使用记忆演员。交易内的板读取可重用其快照，而无需嵌套保存点。环境监视准备使用现有的读取工作线程；已发布的同步提示适配器仍然被弃用，并带有运行时警告。
插件元数据读取（包括保留的工件快照）使用共享读取工作线程。打开数据库不再重新加载 Claw 来源：显式配置准备会发布这些事实。设置凭证激活和补偿使用身份验证工作人员，仅更改选定的凭证，以便相邻配置文件和使用情况更新能够在回滚中幸存。插件状态消耗在一条语句中删除并返回其活动行，并在事务内进行解码。
子代理后代选择在注册表工作程序中运行。删除会消耗准备好的选择并检查当前进程内的活动性，而无需重复整个注册表摘要或重新捕获文件标识。删除期间未观察到不支持的原始外部写入；普通注册表编写者通过所有者发布其更改。
已发布的持久同步 SDK 所有者仍然存在显式库存债务，包括配置运行状况、配对允许列表、技能库选择、上游链接和持久本机会话重置。架构、存储格式、保留和更新行为保持不变。
捆绑的 ACP 读取器使用现有的元数据工作器。会话补丁重用一个元数据结果，并发送重用其准备好的结果，除非它们创建新目标。工作人员应用生命周期过滤一次。模型目录创建、刷新和磁盘支持的提供程序删除具有异步 SDK 替换；捕获的内存目录保持其即时行为。身份验证配置文件批量更新和补偿使用身份验证工作人员，而普通标签和 CLI 指纹等待准备好的读取。
本机绑定租约在其生命周期内固定提交的插件状态事实，并在最终效果检查时消耗写入者收据。一旦通过现有的结算路径，确认的复合回滚就会刷新这些事实。 Claw 配置准备类似地重用已提交的来源，直到生命周期失效。当网关拥有状态时，外部数据库写入不会被观察到。已弃用的 SDK 适配器、本机隐身和原子凭证或删除效果保留其显式清点的同步路径。
配置集、补丁和取消设置命令需要独占的离线所有权。在使用这些命令编辑配置之前，请通过其服务所有者停止网关。基本代理创建使用现有的`agents.create`网关方法；高级代理设置拥有相同的独家离线所有者。
配置加载和进程内写入保留其现有的工作路径。他们不会获得 CLI 所有权，也不会通过网关将辅助效果传回。编写的配置文件、比较和设置检查、回滚、审核和元数据语义保持不变。
## SDK 会话写入器迁移
当前输入读栅栏从提交的准入收据中导出序列和消息边界。构建栅栏会检查所请求的存储、会话密钥和用户角色，而无需查询 SQLite 来获取收据的身份。持久异步模型上下文、全上下文和投影读取器仅在将该收据与保留的工作人员返回的规范活动锚点进行比较后才接受结果。自带删除或重写拒绝接受；后面的附加仍然有效。有界承认的读取使用相同的最终验收检查，在选择输入前缀时不会重复。 Source/account 权限仍然属于其效果边界的上下文和作者所有者。同步发布的SDK读卡器保留其现有所有者；隐身读取使用内存演员。不支持未经所有者发布的直接 SQLite 编辑。
转录搜索返回其读取快照并从投影所有者处获取索引准备情况。等待就绪后，它不会重新读取连接修订版；下一次搜索时会出现中间的附加内容。投影重建在最终发布时检查其源，保留有界追加追赶并拒绝重置、分支或生成更改。成功的块写入不需要第二次计数或分类查询。块所有权仍然受到检查，因为真正的转录重写可以在重建期间替换派生索引。
历史仪表板标题生成使用与隐身标题生成相同的文本阅读器。它的有界标题探测和水印缓存在现有历史工作者中运行。完整后缀替换从写入器事务内已比较的规范行派生其保留前缀；它不会重新读取派生的活动事件前缀。对派生行不支持的直接编辑通过协调来修复，而不是在每次替换时进行检查。
活动回顾演示文稿消耗与其行准备的水印。显式回顾请求通过历史工作者读取新鲜度，并在返回结果之前重新验证访问。未使用的同步 message-by-event-ID 访问器已被删除；事务所有者保留其现有的消息查找内核。
内存摄取等待 `statSessionEntry`，它重用提供的统计数据或通过现有历史工作者读取元数据。转录导出观察者和显式解析生成调用者在主机端解析和回调之前通过该工作程序获取快照。仅当观察者需要时，完整消息才跨越工作边界；其他出口保留其 SQL-side 预测。 `statSessionEntrySync` 仍保留已弃用的 SDK 兼容性，并在执行主机 SQLite 读取时发出警告。
捆绑的运行启动回调使用 `onPreparedAgentRunStart` 及其所需的转录事实，由运行时异步准备。已发布的 `onAgentRunStart` 回调仍然已弃用并受支持；只有忽略这些事实的传统生产者才会进入指定的同步水印适配器。它的退役需要下一个插件 SDK 主要和明确的中断发布批准。 CLI 历史记录保留了当前最终的跨账户披露保护。
会话 S-Z 库存仍然包括共享的本机内核。它们不能仅仅因为它们的普通持久调用者使用工人而被标记为仅工人：
| 原住民业主 | 共享内核和剩余合约 |
| --------------------------------------- | ------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------- |
| SessionManager 和成绩单 SDK | 后缀reads/writes、转录状态、身份、父级、存储、游标、快照、统计、锚点和消息重写保留已发布的同步方法和不透明回调。 |
| 同步完成和调度 | Turn追加保留已释放的回调。聊天开始接受和 CLI 历史效果防护也保留本机水印读取。 |
| 共享和工作树权限 | Membership/source-disclosure 和工作树删除防护在效果边界保留其当前的本机检查。 |
| 商店发现和规范准入 | 本地固定存储拓扑、清理选择和规范密钥准入仍然与工作读取器混合在一起。待定的规范验证探针是 startup/Doctor-only；运行时将其捕获的源传送给工作线程。 |
这些是显式残差，而不是额外的同步异常。它们的所有者切换必须保留已发布的合同并一起删除被取代的本地路径。共享快照和有效负载内核保留 SQL-side 投影，以避免实现较大的保留值。
会话条目 SDK 调用者使用 `prepareSessionEntryPatch` 进行一台主机准备，然后使用现有的精确快照工作线程提交，或使用 `applySessionEntryPatch` 进行单个仅数据条件突变。公共更新插入和环境转录水印会减少同一作者内的权威行。插件运行时将会话所有权和实时插件权限绑定到准备和提交。发布的不透明事务防护保留其显式本机适配器；工人的失败不会归咎于它。
捆绑的扩展操作和提供程序重播使用现有的等待的 SessionManager 方法和版本化类型。排队的会话名称写入通过准入和提交保留其原始运行时和管理器权限。共享弃用帮助程序会针对每个插件身份和功能系列的实际遗留使用发出警告，包括跨插件重新加载。未知直接SDK消费者分享有界家庭警告。传统同步调用在返回之前提交并发布其事实；异步完成还包括事实安装。
相关通道回复首先提交可重放的交付，然后通过转录工作程序附加可选的侧面审核事件。该事务检查捕获的会话 ID 和生命周期，并报告事件是否在完成等待之前插入。拒绝或失败的审核不会撤消已提交的回复。
隐身所有权属于记忆演员。跨存储对话谓词保留现有的本机条目适配器，直到其类型化的源围栏切换。这些路由、已发布的兼容方法、工作内核和离线工具均被显式保留；它们不是仅工作程序运行时访问的证据。架构、存储字节、保留或更新行为不会发生变化。
发布的同步`listSessionEntries`默认仍然加入可写数据库准入。捆绑的运行时读取器使用 `readOnly: true` 或等待的 `api.runtime.agent.session.createSessionEntryListReader`；其余捆绑默认呼叫属于 Doctor。仅测试的完整转录本替换和原始事件附加包装器存在于测试支持中，位于核心访问器导出之外。
## 承诺事实和完整性
私有SQLite SDK的`openOpenClawAgentSqliteWorkerStoreV2`捕获现有的代理执行器，而无需打开主机编写器。它所需的实时权限通过准备、事务、提交和关闭保持绑定；显式准备可以创建存储，而仅存在的命令则保留缺失。内存核心通过该所有者发送 vector/schema、元数据、谱系起源、常设意图和忘记命令。其发布的主机读取器在物理上是只读的，并随着代理生命周期而退出。日志和工作板已将本机 SQL 保留在其工作后端中。
V2 存储公开 `terminalSignal`，由执行所有者的终端通知支持。工作线程崩溃、意外退出、致命的本机故障或准入撤销会在接受的工作解决后以失败原因中止它，包括未知的写入结果。已确认的提交仍保持已确认状态；消费者不得因为信号中止而重放写入。正常的闲置退役和显式存储关闭不会中止它。内存在其数据库打开事实中使用此信号，因此其现有管理器注册表重新接受下一个请求，而不是重用终端工作程序。
已发布的原始 SQLite 回调保留其命名的本机兼容性适配器。已弃用的批准回调改为在工作人员预提交时运行，并在下一个插件 SDK 主要版本中对实际遗留使用和签名删除发出共享警告。他们可以拒绝写入，但无法通过主机连接检查暂定工作行。测试标记为SQLite/state的枪管仅限于隔离夹具、只读QA轨迹检查和离线恢复夹具。工作区删除已使用带有别名和删除保管的共享状态 `workspace.delete` 命令。 Worktree运行租约释放仅在进程退出时保持同步；正常释放正在等待其工作人员。注册表discard/path重写仍然是Doctor/offline迁移工作。这些异常不是普通的运行时编写器路由，并且不会被未等待的承诺所取代。
主机绑定的批准请求使用工作人员，包括读取过期行。网关启动还通过批准工作人员批量取消孤儿和终端保留修剪，然后在接受请求之前等待提交的恢复。浏览器通知恢复等待该提交，但仍然由网关关闭加入后台工作。没有完整出版报道的所有者保留其当地的最终权力卫士。已发布的凭证所有者改为使用上述内存检查。此转换不添加新鲜度探针、持久模式、存储字节、持久性、保留或更新迁移。
同步兼容性编写器和工作器共享现有的提交后安装边界。受管理的外部交易会安装每个所有者的事实，然后是预测，然后是公共通知。释放嵌套保存点不会发布；嵌套和外部回滚丢弃它们的分阶段发布。通知失败无法撤消已提交的写入或抑制以后的通知。失败的事实安装会在通知之前停用受影响的范围。如果其所有者无法阻止该故障，则该批次会抑制公共通知并报告故障，而不重播突变。
Worker 后端可以使用 `openclaw/plugin-sdk/sqlite-worker-runtime` 中的 `runSqliteSingleStatementSync` 来完成一条完整的同步语句。它使用 SQLite 自动提交，同时保留提交后发布范围；在现有事务内部，它保留保存点和外部发布所有者。在调用之前准备输入，并且在回调中的本机语句之后不执行错误的工作。本机写入观察者在结算时预付托管写入令牌，无需额外的 SQL 查询。内存源刷新、索引元数据和worker拥有的心跳结果写入使用此路径；复合写入保留其事务。心跳声明仍然是一项有条件的更新，因此竞争运行不能声明相同的结果。架构、存储字节、保留、权限和更新行为保持不变。
私人收据信封标识操作、物理源和连接化身、域以及确切的受影响密钥。每个密钥都包含后期图像、明确的缺席、未更改的事实或未知的报道。缺少报道绝不是缺席。会话更换收据带有现有的入场和会员邮资图像；他们当前的出版物所有者仍然处理较新的本地写入、删除、未知的后继者和延迟接收。传输排序不会取代域取代逻辑或比较跨连接的修订。
工人收据捕获先于容易犯错的观察者。它的私有传输使用操作身份和单调递增的提交序列，因此相同的连续提交保持不同，并且重复或较旧的交付无法恢复先前的事实。本地结算和结果交付仍然是分开的：保留的提交证据在丢失回复后仍然存在，而丢失或冲突的证据仍然未知。当本地定居未知时，已确认的身份突变仍然会通知生命周期观察者；保留的阅读事实仍然受到限制。未知的写入永远不会自动重复。已确认本机完成且明确缺少提交证据的失败会话补丁是回滚，而不是未知写入。维护冲突在工作边界上保留其类型标识，因此回复初始化可以通过其现有的有界冲突重试进行刷新。结算缺失或收据不匹配仍然未知。这不会更改架构、存储的字节、保留或更新行为。
这是一份有范围的完整性合同，而不是全球作家认证。对话和插件状态编写器、批准、放置和工作区编写器以及原始 SQLite 句柄保留其当前行权限保护，直到其自己的覆盖范围完成。托管保存点发布不涵盖非托管原始事务。收据既不授予当前权限，也不通过目标提交授予跨存储排除。收据安装本身不添加 SQL、架构验证、持久存储、SDK 弃用或迁移。录取继续进行自己的验证；收据安装消耗了该所有者已经捕获的物理事实。
### 托管原始句柄结算和写入集覆盖
共享本机观察者拥有 `exec` 的执行托管权、保留准备好的 `run`/`get`/`all` 语句和 `iterate`。托管在本机执行之前开始，包括调用 JavaScript 函数的 `SELECT`。步进游标保留监护权，直到耗尽、返回、重置、完成或成功连接关闭。绑定错误保持同步；失败的本机调用保留其结果或原始错误。失败的关闭不会解决活动游标。可恢复的行转换错误保留本机游标；不明确的步骤错误将保留保管权，直到明确返回、重置、最终确定或关闭为止。语句重用和陈旧迭代器调用保留运行时的本机行为。
在比较行修订之前，在本机间隔打开时，准备好的会话传递拒绝授权。回调无法使用执行了一半的原始批次来授权交付，并且挂起的 `RETURNING` 游标无法证明其自己的提交。在本机调用之间，显式所有者事务回调保留其现有的事务本地检查。结算后，现有的索引本机行防护仍然检查更改的句柄；此更改不会消除该保护。观察者不添加 SQL、模式检查、新鲜度探针或存储状态。
执行结算为**未提交写集认证**。 S1 收据仍然准确描述了所有者提供的密钥，并且 `unknown` 在结构上仍然有效，但无法证明邮寄图像或缺失。以下账本是raw-handle覆盖范围的共享部分；每个原始权限域仍然不完整：
| 书写器表面 | 执行保管 | 承诺的权限写入集覆盖率 |
| ---------------------------------------------------------------------------------------------------------- | -------------------------------------------- | ------------------------------------------------------------------------------------------------------- |
| 键入的所有者交易和工人收据 | 现有 transaction/receipt 所有者 | 仅精确命名的键和投影；嵌套回滚和观察者之前的事实保留在该所有者手中。 |
| `exec`，准备`run`/`get`/`all`，保留`iterate` | 共享本地观察者 | 不完整：成功返回或错误未识别所有已提交的密钥。 |
| 原始保存点、隐式回滚、trigger/cascade 和 REPLACE 效果 | 封闭本机操作保留托管权 | 不完整：SQL 分类是失效提示，从来不是提交的写集收集器。 |
| 提交、打开另一个事务然后失败的批处理 | 整个本地调用被隔离 | 不完整：当前句柄可以显示一个暂定的尾部；它无法提供承诺前缀收据。 |
| 跨中间提交的原始 revoke/restore | 整个本地调用被隔离 | 不完整：最终相等的字节并不能证明捕获的权限在每次提交中都幸存下来。 |
| 标签存储语句、变更集应用、反序列化、extension/native 写入和原型绕过 | 在此观察者的认证方法集之外 | 不完整；现有的域防护和所有者生命周期检查仍然需要。 |
支持的 Node 和 Bun 接口不会公开用于认证不透明批次前缀的 commit/update/rollback 挂钩。后端特定的工作必须将经过测试的本地结算边界与完整的受影响密钥收集器和每个域的现有投影编解码器结合起来。它必须保留本机 results/errors、回滚和迭代器语义、永久观察的撤销以及观察者之前的所有事实排序。在此之前，TEMP 更改密钥列表和连接突变计数器都不能通告完整的原始写入器覆盖范围。任何守卫切换都不是由该共享观察者单独授权的。
网关仍然是单一运行时数据库所有者。其他进程通过它写入或在它停止时写入；这个覆盖范围的差距并没有引入国外的新鲜度探测。模式、持久字节、同步 SDK 完成和更新行为不变；没有迁移或 SDK 导出更改。
### 沙盒、工作树和发布收据
类型化沙箱注册表、工作树注册表和 GitHub 出版物编写者通过相同的安装边界捕获其提交的权限后图像或删除逻辑删除。他们在其现有突变上重用作者或 `RETURNING` 已经持有的行；收据结构不添加SQL。返回之前，本机兼容性和离线写入安装事实。 Worker 写入通过本地解决保留待处理状态，在普通回复之前安装提交的事实，并在回复丢失时保留提交证据。迟到的收据无法恢复被较新的本地出版物取代的事实；未知结果不允许重播。
| 所有者 | 收据覆盖范围 |
| ------------------ | ----------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------- |
| 沙箱注册表 | 容器和浏览器创建、预留、完成、活动更新、删除意图、精确生成删除以及缺失时插入导入。行包括生成、后端、workspace/config 身份和删除状态。 |
| 工作树注册表 | 创建、活动和生命周期更新、重新绑定、停用、离线 discard/path 迁移以及运行租约插入、过时修剪、发布和同步进程退出清理。现有的运行结束确认仍然是结算的一部分。 |
| GitHub 出版物 | 共享、个人和存储库请求插入、声明、checkpoint/head/effect 更新、完成、中断、推迟、报告和 request/lifecycle 清理。请求和生命周期事实在现有事务提交后一起发布，包括共享 UI 通知中省略的个人行。 |
出版机构事实保留请求摘要和 execution/source 身份，而不复制标题、正文或下一步操作文本。这些收据证明键入的行更改，而不是完整的跨域权限。保护 session/placement 集、工作树配置块存在和 pending/template 记录保留其自己的所有者、现有确认和验证器。个人 GitHub 凭证选择和配置文件合并发布使用如下所述的单独连接收据所有者。任意原始SQL、trigger/cascade副作用，以及非托管事务仍然需要完整的写集结算。现有的沙箱调度、工作树清理和发布 source/effect 守卫仍然存在；没有收据授予许可或通过目标提交排除另一个源突变。其他进程必须通过网关路由写入或在网关停止时使用离线托管；这些所有者没有添加外国提交调查。架构版本、存储字节、持久性、保留、SDK 合约和更新行为保持不变。已发布的更新程序不需要收据迁移。
### 耐用的跨商店源围栏
类型化的持久工作者操作可以通过目标事务的结算来保留其源数据库。它们的内部后端声明承认的目标、每个源化身和同步源谓词。物理所有者在其 close/drain 生命周期中保留该操作，并为所有者、配置和调用者权限提供同步撤销信号。准备工作和主人入场在第一次当地人预订之前完成。
现有代理按物理身份顺序获取 `BEGIN IMMEDIATE` 预留，将别名折叠到一个句柄上，并在目标句柄也是源时使用目标句柄。如果后面的预留很忙，它会在放弃并重试之前释放每个早期的空预留。谓词和变异内核仅在保留所有保留后运行，并且永远不会重播。现有的外部交易不符合资格。架构和完整性许可仍属于物理所有者；栅栏不添加新鲜度探针或重新认证。
在目标 COMMIT 之前，工作线程自动接受保留的能力。在接受回滚之前撤销或截止期限届满获胜；获胜者首先将持续监护权转移到本地定居点。取消、所有者关闭、超时和普通回复丢失无法释放源保留，而接受的写入仍然可以提交。在此间隔内不允许主机准入请求，因此同步本机源编写器无法阻止工作线程稳定下来。源预留在目标结算之后和提交后观察者之前回滚，其可重入写入必须正常提交。只有目标数据库会在栅栏内持久变化。这是权限排除，而不是跨独立 SQLite 数据库的分布式事务。
目标提交收据是强制性的，并使用现有的提交后和本机结算传输。确认的提交在普通回复失败后仍然存在；没有收据的工人损失仍然未知，必须通过操作身份进行核对，而无需重播。请求和生命周期行属于同一目标内核和事务。后来的外部影响仍然需要当前的权威。
这是一个内部基础。 GitHub出版物的打字操作采用如下所述；跨商店会话标题和工作树最终确定保留其当前路径，直到它们自己的类型化域操作采用此契约。隐身演员组合和不透明同步 SDK 回调仍然不符合其资格。其他进程必须通过网关或在网关停止时写入； SQLite 写入器排除还可以保护保留间隔，而不引入外部提交观察。没有架构、存储字节、保留、公共 SDK 或更新格式更改。
### GitHub 出版和个人联系权限
共享、个人和存储库发布在现有共享状态工作线程上使用类型化操作。网关准备策略和文件系统证据，然后工作人员负责请求插入、声明、检查点绑定、执行事实更新、中断、完成、延迟和报告。声明和孤立选择器在工作事务内部进行评估，因此主机端选择在恢复改变它之前不会变得过时。请求插入和捕获的会话生命周期以原子方式提交；幂等重播不会将现有收据重新绑定到新的生命周期。
除了请求者快照和断言之外，`GitHubPublicationRequesterV2` 还需要实时信号和 `prepareSource`。个人出版物通过 `PersonalGitHubSessionActionV2` 具有相同的功能。源所有者捕获所选操作所需的准确的持久会话、配置文件、连接生成、工作树和存储库事实。主机策略回调在预订之前运行。工作人员在持久源围栏下比较这些事实，并通过目标结算保持排除。源和目标生命周期所有者保留已接受的工作；普通回复丢失并不释放其保管权或授权重播。这些类型化的请求者和源能力是后续发布防护迁移的可重用边界。
隐身发布仅捕获内存参与者的会话和成员权限字段。共享状态工作人员读取剩余的发布事实并在其普通目标事务中验证它们。一项准备授权会在该事务之前检查请求者，然后检查捕获的内存所有者，因此策略回调可以写入 SQLite 而不会阻塞工作线程。它从不打开或保留会话数据库。在准入之前关闭内存会话会拒绝发布请求。入场后关闭可能会留下内部请求或收据；在外部发布效果之前仍然会检查实时权限。持久的源-栅栏路径保持不变。
新的外部效果需要真人行动的权威。执行声明、头部更新、调度标记、观察到的效果、完成和中断需要保管该确切的执行，而无需准备另一个源保留。在最终运输警卫拒绝采取行动后，调度标记可能会保留；它并没有证明有观察到的效果。取消不能授权另一个 GitHub 操作，但不得丢弃已发生的推送或拉取请求的证据。承诺的工作人员收据在正常完成之前安装事实并保留本机通知决策，包括无操作转换。
簿记操作在分派之前检查协调器的生命周期，并在工作事务中应用其持久执行谓词，而无需事务或提交握手回主机。已接受的写入可能会在调用者撤销后完成；其收据不授予执行其他 GitHub 操作的权限。 FIFO 写入和关机仍加入本地结算。未知的结果仍然是该写入的错误；簿记可能会重新读取持久状态，但保留的生命周期权限将保持被拒绝，直到其物理所有者关闭并重新启动。报告和索赔延迟均使用跨相关发布类型的一个工作人员事务，包括当一种类型没有存储请求时。
记录不可用的检查点准备和撤销过时的请求使用相同的簿记路径。 Recovery 会保留其工作区预留，同时检查当前会话所有者并撤销未更改的请求；它保留录制的 GitHub 效果。这两个操作都不会保留源数据库。如果检查点变得可用或者检查后会话恢复，则用户可能需要新的发布请求。快照和检查点绑定仍然通过其提交保留源权限。
个人 GitHub OAuth 启动、设备轮询、确认、到期、刷新和断开连接使用键入的连接命令。每个命令都会重新读取其事务内的当前生成和操作标识。配置文件合并通过配置文件编写器使用相同的连接内核。凭证绝不会进入公共通知或提交事实信封。连接所有者在配置文件退休观察器运行之前发布更改的所有者 ID。捕获的源功能会在其初始快照之前进行订阅，并在匹配的已提交更改后保持撤销状态，即使旧连接已恢复也是如此。配置文件停用通知仅携带受影响的配置文件 ID。 OAuth 和刷新语义以及现有的存储表示保持不变。
一旦在其突变交易中，取消就会检查待处理的请求；过时的请求无法取消其后继请求。个人凭证和发布守卫通过共享状态工作人员准备其连接，然后消耗由连接所有者的写收据撤销的 SQL-free 权限。恢复相同的连接不会恢复较早的防护。发布状态 RPC 使用 `personalStatusAsync`；同步 SDK 方法仍然不推荐使用。 GitHub 角色检查仅准备规范配置文件 ID 角色，并通过现有配置文件权限围栏验证 GitHub 登录。网关重用其保留的配置文件目录，无需其他工作人员请求。没有保留目录的独立权限准备在共享状态工作线程上使用一个连接查询，无需创建缺失的存储或打开单独的读取器或读取事务。两条路径保留相同的配置文件撤销绑定；显示和别名消费者保留完整的轮廓投影。个人连接读取和维护列表使用相同的共享状态工作线程，而无需创建缺失的数据库；收到的凭据已向主机的秘密编辑所有者注册。发布收据读取、列表、分支投影和恢复查找也使用现有的共享状态工作线程，而无需创建缺失的数据库。分支头和未解决状态源自一个结果集；读取不添加源预留或事务。这些更改不会更改架构、存储的表示或更新行为。
发布协调器方法专门使用工作人员拥有的路径。已弃用的 SDK 发布方法保留其签名，但会发出警告并因显式 V2 或异步替换而失败；捆绑呼叫者使用这些替代品。内部本机存储适配器已被删除。 SQL 内核是仅工作模块；本地协调员只等待操作并应用承诺的事实。有关方法对，请参阅 [SDK 迁移指南](/plugins/sdk-migration/how-to-migrate#await-github-publication-operations)。个人 OAuth `cancelAuthorization` 和 `disconnect` 保留各自的兼容性合同。
收据所有者保留不可变的 shared/personal 生命周期绑定，与可变的请求状态分开。冷备采用`githubPublication.lifecycle`；最终可用性和执行器保护只读内存。待发表的文章在派遣前否认这些警卫，包括个人会话清理。在发布否认之前已承诺安装后图像和墓碑。确认回滚仅释放自己的挂起操作；不确定性仍然被拒绝，并且 delete/reinsert 永远不会恢复保留的绑定。挂起的写入还会撤销未承认的源功能；已承认的写入通过目标结算保留其现有的本地源保留。数据库工作人员监护卫枚举每个 request/lifecycle 写入者及其所有者条目。
发布执行由协调者的每个请求承诺和工作区排除负责。它的工作事务保留执行谓词，而本机效果防护检查当前请求者、连接、放置和工作区权限。他们不会重新读取发布行来重新确认内部执行所有权。请求准备携带已承认的工作区而不是重新捕获它，而实现则在其现有保留下携带分支收据。同时接受的请求可能需要在拒绝选择后重试；规范插入仍然强制幂等性。这些更改不会添加运行时新鲜度探测器，也不会更改架构、存储字节、保留或更新格式。其他进程必须通过服务网关路由写入或在停止时运行。
### 会话权威推算
条目读取器保留每个物理数据库所请求的条目、参与者和成员身份事实。独立读取和承认的会话群组共享此所有者。热命中不发送工作请求，也不执行 SQLite 语句，但在使用事实之前仍会加入物理写入器 FIFO。因此，待处理的写入会在后续读取之前解决。冷简单读取在自动提交中使用一个有界语句；转录本、生命周期标头、父级发现和其他复合队列保留其一致的读取快照。选定的列表保留其内部行过滤和待处理行验证。大小写折叠查找在融合工作者查询中验证其同级候选者；一把钥匙的收据并不能证明这些兄弟警卫的身份。
活动会话写入器内部的读取借用该写入器的执行，而不是重新输入 FIFO 准入或消耗可能未解决的缓存后图像。成绩单回调保留其现有的追加和准备队列。源权限和消息准备借用追加的嵌套读取队列，因此它们的读取不能等待追加本身。作者在释放其保留之前确定已接受的阅读。普通阅读器将其投影和错误契约保留在提供的数据库句柄上。每个数据库最多保留128个键和8个MiB的序列化事实数据，包括保存的提示快照；该过程最多保留 32 个此类数据库。当达到任一界限时，最近最少使用的条目将被逐出。驱逐、工人退休或丢失收据保险只会改变绩效。完整的提示快照与驻留的显示行投影保持分离。
致力于的出版物在观察者面前安装完整的后图像。它们带有作者密封的正在进行的修订；部分、被取代或未知的出版物不能证明完整的条目。更改的共享本机写入修订会使保留的读取无效，包括通过另一个托管句柄进行的原始写入。不使用外部提交查询或每次读取模式检查。调用者收到独立的值。编写器事务仍然重新读取权威行，并且实时权限、运行、生成和源断言仍然处于有效边界。这不会更改架构、存储的字节、持久性、保留、权限或更新行为。
条目快照丰富保留了驻留行投影，包括董事会存在和活动摘要水印。条目、参与者显示和水印仍然由相同的提交的写入令牌覆盖。本机删除、仅计数参与者更新、冷存档更改和无范围夹具写入通过现有写入收据使这些事实无效。启动另一个参与者命令会保留前面提交的快照，直到写入更改其令牌。驱逐陈旧事实的读者不会取消待处理命令的接收；其完整的 postimage 在提交后仍然可以安装。
类型化会话作者通过现有条目和成绩单所有者进行发布。条目替换和补丁收据包含承诺的生命周期、许可、共享、成员资格、所有者和类别事实。部分所有者、成员、类别和参与者写入保留不相关的字段。待定工人写下他们受影响的事实；承诺收据在普通回复之前安装，并在其丢失后继续存在。延迟接收不能覆盖较新的本地出版物。配置文件和运行时通知不会取代存储的条目或记录事实；他们的授权和显示所有者仍然会收到这些通知。删除仍然是一个显式的墓碑，并且生命周期更改无法恢复先前撤销的捕获生成。
转录本突变捕获现有突变语句中的上下文生成、序列、突变时钟和活动路径投影。这些私人事实加入相同的提交安装阶段，而无需发送重复的演示通知，同时推进了基于转录的投影的现有新鲜度栅栏。本机兼容性在返回之前调用安装；工作调用者在完成之前从本机提交收据进行安装。嵌套保存点无法发布其外部事务仍可能回滚的事实。即使本机调用者正在等待或已经在其主机句柄上拥有不同的事务，收到的工作事实也有自己的安装框架。
行投影会消耗这些已提交的事实，而无需比较全局转录通知计数器。物理写入器队列订购收据安装，每个受影响行的发布者刷新或使其事实无效。演示通知计划使用已安装的事实进行刷新；消息 ID、序列号和生命周期提示不能证明数据库的新鲜度。延迟通知可能会安排不必要的刷新，但不会用通知数据替换当前行的水印。
该投影不是有效锚点的完整列表。确切的主播成员资格、CLI-writer 所有权和接受的输入托管保留其现有的验证器。模型上下文读取器使用提交的破坏性更改来永久拒绝重叠读取；它仍然在接受时验证其确切的上下文。
当初始有界水合包含整个活动路径时，它还可以提供模型上下文。管理器保留分离的、经过清理的字节，并且仅在其视图和物理存储的收据拥有的写入修订在当前写入器和选定读取器下保持不变时才使用它们。这种同步切换不会重新获取历史工作者、重新捕获文件标识、加入写入器 FIFO 或重建第二个管理器。稍后挂起的写入可能会在快照接受后完成；写入和外部效果保留自己的权限检查。截断、更改或准入围栏视图使用普通的工作读取器。重置、压缩、分叉和重定向通过相同的收据或管理器视图无效。可写管理器、回调、资源扩展和传输权限仍然在尝试范围内；历史副本和提供者连接保留其现有的会话所有者。水合和锚点在其现有快照中共享投影的版本和水印。
转弯作者将当前的条目事实纳入来源和保管检查中。出版物可以重复使用作者认证的参赛作品后图像，同时其交易修订仍然匹配；边表更改或回调会强制进行正常的持久读取。转录突变语句将其上下文后图像提供给稍后在同一未更改的事务中读取。助理变基验证在追加的写入保留内运行。用户和助理提交、幂等性和提交后安装保持独立。单语句生命周期防护不需要额外的读取信封；复合删除选择保留其快照。架构、存储字节、保留、权限和更新行为保持不变。
| 作家家族 | 出版边界 |
| --------------------------------------------------------------------------------------------- | ------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------- |
| 条目创建、替换、修补、重置和删除 | 现有条目发布者、工作人员更换收据和生命周期墓碑。 |
| 所有者分配、成员资格、类别和参与者变更 | 通过同一参赛者发布的现场图片；工作人员提交证据与回复交付是分开的。 |
| SessionManager 追加、元数据、压缩、重置、叶、分支、后缀和重写方法 | 共享转录本突变内核和提交的上下文事实；同步方法保留其当前的完成契约。 |
| SDK 条目和转录适配器，包括不透明回调 | 执行前选择的相同的本地或工人生产者；仅 Promise 签名并不会使本机回调成为工作人员拥有的。 |
| 冷转录物化和衍生投影修复 | 现有的内容保留所有者和精确的 context/anchor 验证；呈现准备度不是突变权威。 |
| 别名移动、会话修复、工件副本修复和旧版 ACP 出处 | 下线或修复保管及保守失效；这些路径不验证完整的运行时后图像。 |
准备好的交付生成检查为自准备以来已更改的现有托管句柄保留了狭窄的本机防护。该慢速路径重用共享索引行读取器来检查身份和执行设置，而无需打开另一个连接或查询架构或新鲜度元数据。即使后来的原始写入恢复了旧字节，观察到的提交撤销仍然是永久性的。未更改的使用不会执行 SQL，并且普通类型化元数据写入仍然有效。在拥有的本机交易中，未更改的权限仍然可用；如果事务回滚，暂时的不匹配会拒绝使用，而不会永久撤销已提交的生成。
此防护不验证任意原始批次、回调、未完成的迭代器、未观察到的原始撤销和恢复序列或外国编写器。其他进程必须通过网关所有者或在网关停止时进行写入。完整的原始写入集结算仍然是单独的工作；本地最终权威守卫将保持原状，直到该合同和下一个插件 SDK 主要的原始编写器删除允许退休。由条目写入执行的对话目录和链接突变也保留其自己的发布和最终权限保护。会话收据不会通过另一个数据库的提交授予跨存储排除。
没有持久模式、存储字节、权限、保留或升级合同更改。现有的已发布更新程序不需要迁移这些进程本地收据，并且不会删除任何同步 SDK 方法或为其提供异步完成合约。
### 会话阶段演员
共享会话参与者合约将阶段批处理和调用者生命周期与存储分开。持久后端位于规范代理执行工作线程内部并共享其物理写入队列。内存后端拥有进程内存中的隐身条目、转录字节、待处理输入和完成结果。它不打开 SQLite 数据库，也不分配任何数据库工作线程。后端选择在获取时发生一次；命令永远不会回退到另一个存储。
内存参与者序列化同一会话的命令，并在确认之前发布完整的后图像。释放调用者会耗尽其已接受的工作，而不删除会话。会话关闭使其旧句柄无效并丢弃其状态；数据库关闭会丢弃该所有者的所有会话。稍后的获取会创建空状态而不恢复旧句柄。进程退出会根据设计丢失该内存。现有的运输拆除仍然可以防止外部影响；已经交给运输部门的工作可能会在关闭期间完成。 Talk 的语音会话元数据保留其单独选择的持久所有者；隐身记录存储不会更改其预订或确认合同。
生产隐身采集为条目、记录、历史和辅助数据消费者一起选择内存后端。获取绑定一个后端和生命周期；内存在会话或数据库关闭之前保持权威，并且永远不会被逐出到持久存储中。仅现有的获取永远不会创建丢失的状态；显式创建使用相同的内存所有者。关闭所有者会使其捕获的目标无效，并且无法恢复旧的运行权限。本机隐身所有者及其 SQLite 内核已被删除，因此任何收购都无法选择第二个编写器。参见 [`session-actor-memory.ts`](https://github.com/openclaw/openclaw/blob/main/src/config/sessions/session-actor-memory.ts)。
代理尝试保留此参与者以用于 SessionManager 转录本和工具结果附加。每个追加都会在错误发布之前捕获其准确的已提交快照；工具结果确认遵循持久收据。初始条目、标头和第一个事件一起提交。提交后取消会报告已犯错误合约，并且未知结果会回退而不是重复追加。仅在接受的嵌套写入实际耗尽后（包括消费者的有界等待结束时），尝试拆卸才会释放参与者。发布的同步 SDK 方法和显式压缩维护保留其命名的兼容性适配器并通过现有收据所有者发布。
这些调用者使用参与者副本中的常驻锚点、水印和模型上下文成员身份事实。消息有效负载水合作用、允许的用户角色验证以及冷或偏离路径历史记录保留有界读取；转录元数据不代表消息内容。
主机准入携带会话条目和 physical/version 身份，而不是转录索引、重试密钥或上下文成员资格。可变策略回调收到自己的副本；完整快照保留在读取结果和提交的收据中。附加共享参与者的事务许可和最终提交授权。显式的新鲜消息和待输入检查保留其效果边界；最终拨款重新检查 COMMIT 之前的实时权限和附录的当前监护事实。 FIFO，拒绝、超时、存储数据和更新行为不变。
一个冷的参与者读取了一个自动提交语句中的条目、参与者、成员资格、待输入托管和转录元数据。冷阶段命令在其自己的写入事务中使用相同的语句，而无需前面的读取请求。转录本导航、身份和活动行仅限于 512 行尾窗口，并且在每次提交后也会保留。附加所有者独立于该窗口携带序列、重写水印和索引状态事实。未保留在部分窗口中的身份和重试密钥使用其索引读取器；全树历史和分支解析保留在历史阅读器中。部分窗口从不发布完整的上下文元数据或声明历史缺失。版本化的热状态包含条目的生命周期、恢复和最终交付字段、转录水印和完整的投影事实（如果可用）。锚点和模型上下文可用性仍然明确；不可用上下文与空上下文不同。有效负载历史记录保留其现有的读取器。水化和参与者读取重用进程范围的架构和完整性许可，无需新的格式检查或外部提交探测。
持久性接口携带键入的命令、显式版本和域谓词以及完整的图像后收据。数据库句柄和 SQL 方言操作保留在存储适配器内。 Actor 写入使用保持状态和进程内接收计数器，而不是读取传统连接本地 TEMP 缓存生成表；等待切换的调用者保留其现有的缓存。
键入的命令涵盖输入接受、运行采用和预挂钩检查点、工具结果、转录事件、回合完成、预发送托管和交付结算。每个命令都使用一个同步事务和通过现有突变内核的驻留原像。只有确认的提交才会安装新的 postimage。命令可能会省略预期的版本并使用其承认的原像。在运行任何相位突变之前，显式版本不匹配会返回带有当前后图像的类型化 `stale-version` 结果。调用者可以使用该版本重试一次；未知的结果永远无法重试。相位局部纯减速器可以加入下一个命令；剩余的减速器批次在该阶段稳定之前提交。这些批次不会将输入、工具结果或交付确认移动到其所需的持久边界。组合在异步工作中保留参与者的生命周期，而各个命令则获得自己的 FIFO 回合。没有事务等待钩子、网络操作或另一个参与者命令。
输入准入记录正在运行的生命周期标识及其现有的持久检查点。生命周期启动对同一未完成的运行重复使用已提交的标记，而不是重写会话节点和窗口。无源转弯仍然保留其开始时间，并且以记录的结束时间恢复运行开始新的计时间隔。崩溃后，已承认的运行可以保留其准入时间戳，而不是其稍后的模型启动时间戳；最终结算仍保留发布前完成的时间和结果。批准和外部影响检查点保留其现有所有者和持久性。
持久命令分叉驻留状态的小型可变对象外壳并共享未更改的行和有效负载。地图或导航数组在第一次写入时进行浅复制；存储的行和有效负载被替换而不是编辑。回滚会丢弃该工作状态，而确认的提交则会安装它。条目补丁和转录重写出版物使用相同的隔离。返回的快照和收据仍然在投影边界分离它们的可变事实。
MAIN 副本保留完整的提交热状态。同步快照读取已安装的事实；有序读取会加入现有的物理写入器 FIFO 并仅在未命中时请求参与者状态。提交收据标识命令、阶段和 before/after 版本，并在命令确认之前安装。工作人员运输已经分离了这些内部后期图像。结算和副本安装共享它们，无需另一个副本。安装会冻结向共享读者公开的条目事实；完整的转录图并未被深度冻结。内部借款人将快照和收据视为只读，并在编辑前进行复制。副本驻留使用基于字符串长度和 object/slot 开销的近似堆预算，而无需序列化 postimage 或转录正文以计算字节数。 128 个快照和 8 个 MiB LRU 限制保留一个超大快照，以便其下一个读取器仍然可以重复使用它。如果收据取代了正在进行的读取，则该读取将使用当前副本。空副本允许一次工作者读取重试。披露前更换，重新获取一次并再次授权；撤销权限仍然拒绝读取。现有会话发布和进程内写入收据仅使受影响的逻辑密钥和共享 transcript/window 依赖项无效。不相关的会话快照仍然存在。覆盖范围未知的原始写入、模式更改、写入器丢失以及显式全局维护会保留数据库范围的围栏。范围收据柜台共享物理入场生命周期；非活动参与者路径不会分配它们或添加工作请求。部分条目或成绩单收据无法证明完整的待输入和模型上下文事实。本机、SDK、恢复和维护编写者在此增量切换期间保留其现有的发布和最终权限保护。
条目补丁准备和提交重用常驻参与者当前的规范行、窗口、成员资格、董事会和成绩单水印信息。因此，活动摘要补丁不需要单独读取水印。准备好的替换在写入之前仍会与当前快照进行比较，因此中间补丁不会丢失更新。单例规范目标共享这条路径；别名选择和缺少居住权保留了 SQL 读者。当会话和生命周期保持不变时，补丁在写入后会重用参与者。条目作者提供了完整的行和窗口后图像；参与者保留未触及的待处理输入和转录事实，然后通过相同的提交收据发布其完整的热状态。回滚会保留存储的原像；保守的收据失效可能需要重新加载。缺少驻留、更换生命周期和未知的写入仍然需要水化。在现有的出版限制下，超大的可选演员后期图像将通过完整的条目丰富化进行删除。消息重写准备和提交也会消耗当前常驻演员的热门、协调的锚点和生成事实。 Commit 在其 writer 事务中获取这些事实；准备时的事实永远不会授权以后重写。两个阶段仍然读取准确存储的有效负载字节，并且条件更新拒绝并发编辑。缺少居住权使用现有的工人读者。准入和投影保留重写通过同一演员所有者发布；重置、冷存档和不兼容的写入使其保留的事实无效。参与者事务内部的有界上下文读取还从其活动位置和身份派生逻辑父级，并重用其投影、重置和前缀事实；独立读取保留其 SQL 查找。 Hydration 不会在此同步所有者内重复修订检查。
C 期入门读者共享此有限的 MAIN 居住权。符合条件的精确条目和有序队列读取重用完整的参与者状态或其仅条目投影；冷未命中将请求的条目加载到现有的工作批次中。保留的条目事实被冻结和共享，包括选定的提示快照和共享记录。可变轮流和工作空间所有者在采用这些事实时会制作浅层工作副本；公共 SDK 在其自己的边界分离其可变结果。完整的参赛作品提交收据刷新参赛作品投影，无需声明成绩单、会员资格或待输入覆盖范围。缺少的辅助事实仍然使用现有的读者。作用域接收计数器防止不相关的会话写入驱逐常驻条目，而 before/after 写入令牌检查则保留一个一致的队列。物理来源和实时权限检查仍由调用者负责。架构、存储的数据和更新行为保持不变。
会话行还重用副本的董事会存在和抄本水印，避免当这些事实驻留时历史工作者请求。准确的元数据收据可在同一会话生命周期内保留董事会的存在；摘要需要来自演员或投影收据的完整水印。董事会写道和未知的出版物使该报道无效。行读取会在克隆之前忽略大量已保存的提示快照，并保留其现有的共享事实和访问所有者。
确认的回滚使提交的状态保持不变。丢失的回复与本地提交证据相一致；未知的结果会阻止进一步的命令和披露，直到读取使原始所有者重新水化。两条路径都不会重播突变：附加记账缩减程序缺乏持久的重复数据删除，因此通用重试可以应用两次。副本信任命令所有者的收据验证，并在安装其分离的 postimage 之前仅检查新鲜度。在释放传输保管之前，生命周期关闭会加入已接受的命令和阶段刷新。持久驻留驱逐会删除已确定的快照，而不是已存储的会话。补水启动一个新的参与者时代并恢复持久的监护证据，而无需恢复先前流程的运行或安置权限。工人驻场最多保留 128 个会话，其中为普通演员提供 8 个 MiB 序列化字节预算和一个额外的超大工作集。小竞争对手不会驱逐大演员；另一个超大的 Actor 取代了它，并且共享的最近最少使用的计数限制仍然适用。这可以避免在交错的附加和元数据补丁期间重复完全水化。过大的配额将持续到驱逐或失效为止，因此提交不会仅仅为了计算其字节而再次序列化已经豁免的工作集。寒冷的首次访问和失效的演员仍然在作家保留下进行补水。 Incognito 保留其仅内存存储和原始不可更新的 24 小时有效期。它没有数据库工作者；会话关闭、所有者关闭或进程退出都会丢弃其状态。持久快照逐出不会逐出隐身会话状态。
参与者命令诊断记录阶段和沉降，无需有效负载。普查使用者分别对命令、数据库工作请求、传输帧、本机 SQL 语句和已提交的事务进行计数。未迁移的阶段调用者保留其现有所有者。架构、存储字节、持久性、保留、权限、发布的 SDK 完成合约以及更新行为均保持不变；现有已发布的更新程序不需要参与者迁移。
聊天输入记录器通过接受工作结算来保留接受的演员。待输入接受和仅转录接受在开始确认之前使用 `acceptInput`；采用分阶段输入将 `adoptRun` 中的成绩单和恢复声明结合起来。普通恢复检查会消耗 MAIN 副本，而每个效果仍会检查其实时源、运行、生命周期和权限。当挂钩是外部效果时，挂钩前和挂钩后检查点保持独立。受参与者约束的接受不会对其命令保留遗留编写器保留。未绑定的本机和 SDK 调用方保留其兼容性适配器，其提交的写入会使参与者事实无效。
重新启动安全聊天记录接受还会记录 ACK 之前的用户交互活动。回复初始化重用同一现有会话的已提交活动，而不是再次刷新其时间戳。初始化仍然保留更改的路由或元数据，保留更新的进程内活动，并为新的或重置的会话提供自己的时间戳。进度卡刷新不记录用户交互活动。因此，ACK 后准备过程中的失败会使接受的输入及其活动一起持久存在。
输入暂存、成绩单接受，并在明确的过时版本拒绝时运行采用变基一次，包括当延迟的参与者记录在准入之前提交时。它们保留原始生命周期和待输入谓词、准备好的消息字节和实时权限检查。承诺的和未知的结果永远不会重演。持久命令在快照选择、命令结算和单个变基过程中保留物理写入器 FIFO，因此另一个排队的写入器在重试进入之前无法使被拒绝的后映像无效。待输入分段在输入 FIFO 后选择其初始生命周期事实，因此较早的终端写入无法在准入之前使新的输入过时。成绩单附加和终端记帐使用相同的命令所有者。消息准备和外部挂钩保留在此保留之外；每个本机事务仍然在另一个命令开始之前结算。
规范重试有效负载保留在现有的有界读取器中。新的输入可以证明不存在完整的 MAIN 待处理、完成和幂等事实；正匹配不能替代存储字节的元数据。消耗可以废弃原始挂起行，因此完成跟踪的重试仍然会根据提交的副本验证其批准的有效负载。在 SQLite 提交之前，最终回合提交将其确切的候选者带入实时监管检查。
### 对话和插件状态收据覆盖范围
捆绑的键控状态突变使用纯数据 V2 存储和现有的共享状态工作线程。准备工作可以在主机上等待； `compareAndApply` 检查一个同步工作事务中的目标和任何相同插件命名空间条件。明确的冲突需要新的准备。未知结果和失败的工作请求都不会选择本机回退。
会话绑定 V2 适配器需要等待操作以及与当前源断言的一致检查快照。过期的 lookup/list 操作仍然是写入操作。客户经理使用相同的当前绑定工作人员和收据所有者；外部适配器证明自己的来源。捆绑的 Matrix 活动写入更新受影响的密钥，仅在提交后发布，并使用公认的事实保留其现有的活动合并策略。
本地harness所有权通过等待的harness挂钩进行准备。描述性会话行通过接受保留精确的键控状态读取依赖性，并在匹配提交的收据或未知结算时失效。待处理的写入不会改变已提交的描述性事实。不相关的键使这些行有效；这种预测永远不会取代最终的权威检查。具有不透明存储的传统挂钩保留脏污刷新行为。隐身获取选择内存参与者，包括没有显式绑定的调用。
本机目录的 upsert/link 函数是由代理工作程序中的条目写入或 `conversation.register` 调用的事务内核。回复审核捕获使用现有的受防护转录事件工作线程命令。它的私有原生 Promise 包装器已被删除。原生绑定删除通常会加入现有的持久工作事务；初始化或混合发布的参与者可以在调度之前显式选择现有的原生原子结算。此兼容性选择绝不是恢复回退。
已发布的同步存储、绑定服务和不透明回调仍保留命名的兼容性路径，直到在下一个插件 SDK 主要版本中删除。他们保留返回前提交，并为每个插件和功能系列使用一个共享的迁移警告预算。确切的最终权限读取保留在 ClickClack/peer 交付、本机绑定租约、通道路由所有权、资源策略、MCP 效果、放置激活和模型选择提交边界。他们的退休需要完整的所有者发布并删除原始同步编写器。没有新的新鲜度探测、模式、存储字节、保留或更新更改。
插件状态键控突变通过相同的提交后阶段发布存储的 JSON postimage 和确切删除的键。过期扫描、容量驱逐、条件删除、原子 consume/register-if-absent、命名空间清除、替换、保留移动、日志写入和 Doctor 导入前缀共享突变内核。 `RETURNING` 捕获受影响的行，无需后续查询。普通 lookup/list/count 操作保持只读。 Worker 操作在回复之前携带已提交交易的事实；待处理的操作和未知的结算使覆盖范围无效，并且迟到的接收无法恢复较新的本机删除。过大的收据会取消覆盖范围，而不是使其他有效的写入失败。收据值是私有的，从不记录有效负载。空的插件状态收据随本机结算一起传送，而不是额外的早期提交框架。它们保留记录在 COMMIT 中，并在操作完成之前安装。非空和未知覆盖范围的收据仍会在 COMMIT 之后立即发布。
Register-if-absent 使用一个条件插入来保留活动密钥或替换过期密钥，包括有界清理批次之外的过期密钥。拒绝的容量检查会回滚插页及其暂存收据。相同的内核为工作操作和已弃用的同步兼容性适配器提供服务。
网关保留这些收据中的有界插件状态观察行。重复观察无需工作人员请求即可重用存储的 JSON 图像；到期仍然会将一行变为缺席，并且调用者会收到新解码的值。待处理的写入会暂停缓存读取，未知的结算会删除缓存的事实。比较会重新读取写入事务内的权威行，包括无操作比较。本机绑定结算使其受影响的观察密钥无效，因为其复合收据不携带插件状态后图像。更改的行会返回冲突；插入检查写入事务中当前的缺失和容量。相同值集保留其寿命和 TTL 刷新行为。这不会更改存储格式、架构版本、更新迁移或 SDK 签名。
目录和绑定收据使用相同的溢出规则，包括普通结果为空的大到期批次。私人事实订阅者仅安装或使准备好的事实失效；在批处理的事实安装之后，可以改变存储的工作属于提交后观察者。
当前的对话绑定发布绑定、重新绑定、触摸、过期和删除后图像或逻辑删除，包括由 resolve/list 操作执行的过期。更改后的反向会话范围可识别以前和当前的所有者；这些是确切的失效，而不是声称已经阅读了反向集的每个成员。 ClickClack 通道查找验证持久绑定是否仍然与请求的通道匹配。讨论工具直接验证持久化目标；没有讨论反向索引。替换主键不能重用过时的频道或讨论路由。
ClickClack 清理和元数据协调条件绑定捕获的房间和会话附件上的突变。键状态工作人员比较突变事务中观察到的行。替换获胜：清理保留其路由索引，开放停止而不是覆盖它，并且后期协调会丢弃旧结果。打开新房间仅在绑定仍然不存在时发布；未绑定的远程房间仍处于隔离状态以进行恢复。这些检查保留现有的 SQLite 架构和更新行为。清理撤销携带其捕获的绑定，并以同一工作事务中的所有者为条件。它们在删除后仍然有效，但不会撤销使用同一渠道的后继者。现有的未划定范围的墓碑和检疫标记仍然会撤销整个通道，并且无法通过清理来缩小范围。
覆盖范围仍然限于这些托管内核。会话输入工作信封仍然需要编写会话关联事实并将本机绑定 deletion/compensation 事实与其会话收据复合。指定内核之外的原始句柄、触发器或级联副作用、外部适配器、外部进程以及整个反向设置认证仍然不完整。本地最终权威守卫将保持原位，直到所有者发布完成。外部作家必须使用网关或独家离线所有权。同步 SDK 方法和本机 Promise 包装器保留同步兼容性路径；收据发布不会将其 SQL 迁移给工作人员。没有架构、存储字节、保留、持久性、权限或更新格式更改。
### 当前读取和回执失效
仅当消费者需要重置新鲜度时，合格的网关条目才读取请求生命周期时间戳。元数据、观察者和本机模型所有权读取使用现有的单语句条目事实，而无需延迟事务。重新启动安全聊天准入仍然请求生命周期时间戳。当前条目时间戳和运行时目标重用收据支持的参与者事实；冷的精确条目事实只需要它们的单语句快照。旧时间戳回退通过记录所有者的快照读取捕获的会话 ID 的标头。显式并发转录本替换可以将捕获的条目与更新的标头时间戳配对；下一次读取将刷新此描述性元数据。丰富的群组保留条目、父项、成绩单、授权和冷状态事实的共享快照。类别准备也是单SELECT；其现有写入事务在应用更改之前重新读取选定的条目。架构、存储字节、权限和更新行为保持不变。
当前的读取器无需探测连接、版本观察或外部提交重新认证即可使用已提交的行。根据上述收据合同，域名所有者保留完整的帖子图像、明确缺席、待处理的写入和取代。缺少出版物覆盖需要读取当前行。多语句读取保留其连贯的 SQLite 快照，隐身保留其参与者权限。物理身份和准入检查仍由其生命周期所有者保留。
准备好的事实并不授权稍后提交或产生外部影响。本机最终效果防护将保持不变，直到其域覆盖和同步 API 迁移完成。外部作者必须在网关停止时使用网关或拥有独占所有权。模式、存储字节、保留和更新行为不变；已发布的更新程序不需要迁移这些进程本地事实。
转录投影读取器通过其现有的同步读取快照携带生成、原始序列、突变时间和冷状态事实。有界上下文消费者将这些事实重新用于水印和热状态读取；托管本机写入、回滚以及快照结束时将其淘汰。活动回顾选择、祖先和字节限制页面共享相同的快照，而不是为每个步骤重新打开它。排除大有效负载的 SQL 投影仍保留在数据库中。这些事实并不能取代实时许可或重播准入检查。没有架构、保留、存储的字节或更新行为发生变化。
### 批准、安置和工作区收据
普通回合准备会在有界进程本地缓存中保留工作区快照、对话绑定、技能库查询、研讨会更改、GitHub 属性、节点目录和执行策略。他们现有的所有者作者使保留的承诺或不确定解决事实无效。绑定到期仍会调用其修剪所有者；工作区恢复谓词和显式快照读取保留其现有数据库路径。未更改的工作区准备不会调度另一个注册事务。研讨会读取过滤内存中现有的每个代理保留的历史记录。复制调用者可见的可变结果。最终执行和凭证使用检查保留其当前的权限所有者；制定的政策不等于允许执行。这些缓存不会更改架构、持久数据、保留或更新行为。
托管批准和执行编写者在其突变语句中捕获准确的行后图像和删除事实。批准到期和损坏行修复也是编写者。有效的执行策略和使用情况统计仍然是独立的域：记录使用情况不会公布新策略。现有的 cron 拨款和决议收据与这些事实一起保留其结算意义。
环境收据替换每个受影响环境的完整环境、凭证和附件元组，包括明确的缺席。放置收据通过现有权限所有者保留准确的轮次、工具、待处理结果和日志存在事实。当本机提交证据到达时，在普通答复之前，将安装提交的事实；在结算之前，作者队列仍然拥有已接受的作品。丢失的回复永远不会触发突变重播。
工作区设置、别名、证明集、本地和存储库工作区以及节点准备工作区生命周期操作通过其现有本机或工作内核发布。删除仍然是一个墓碑，更新的本地更改取代了延迟的工人后期图像。复合收据中的所有域都会在公共观察员面前安装。嵌套回滚会丢弃暂定事实；确认的回滚会保留先前提交的投影。缺少已接受的收据、未知的结算或安装失败会使受影响的域失效。
此覆盖范围适用于指定的托管作者。常设赠款生成同伴、级联子身份以及赠款撤销的特定于 cron 的工作人员传输仍然不完整。移动 error/cancellation 路径保留显式失效，而不是声明完整的移动后图像。原始手柄、非托管触发器或级联效果以及离线 Doctor relocation/import 也不在此覆盖范围内。最终执行、节点调度、放置和工作区权限守卫保持不变。收据发布不授予任何许可，也不授予跨商店排除。网关拥有运行时写入；其他进程使用其 API 或仅在其停止时写入。不添加运行时新鲜度探针。
架构、存储字节、保留、权限和更新行为保持不变。已发布的同步方法仍然会在返回之前提交并安装其事实。
会议记录下载和 JSONL 工件通过现有的共享状态读取工作流进行流式传输。一个私有只读事务拥有游标、条目元数据和可选摘要，直到消费者和清理解决为止。有界块等待消费；稍后的附加和行替换无法更改该导出的快照。新导出查询当前提交的行。工件行在捕获的序列头下方使用一个光标，而不是每个批次使用 SELECT。下载限制、存储字节、架构、保留和更新行为保持不变。
工件文件发布保留同步最终权限保护：`OpenClawStateLeaseContext.assertOwned()` 检查文件系统所有者的突变回调内的当前持久导出租约。本地作者可以在没有完整所有者发布的情况下撤销该租约，因此准备好的读取或心跳无法取代此检查。它的退役需要完全的租约撤销发布，并在下一个插件 SDK 主要版本中删除原始同步编写器。接受的清单写入保留其现有工人 FIFO 和结算所有者；失败的流永远不会在调用者线程 SQLite 上重试。
Exec 策略编辑、使用情况记录、套接字初始化以及代理策略删除和恢复使用现有的共享状态编写器。键入的编辑在生成之前保留其物理源，并且每个事务都会在实时主机许可下读取当前策略和删除日志。策略编辑结束之前的授权批次；以后的授权不能加入。 Cron 策略的使用在提交授权之前受到限制，包括在授权等待结算时准备的使用。失败或不确定的写入无法恢复已撤销的使用。
最终的预生成策略权限读取保持同步且为 T1。它在准备之后和每次启动或重试之前观察承诺的策略变化；已发布或缓存的政策事实无法取代它。准备工作允许通过现有的读者池进行实时只读连接。最后一个防护在该句柄上使用一个索引策略行 SELECT，没有 freshness/schema、PRAGMA 或事务信封：它消耗当前行，而不是缓存的事实。物理身份、源生命周期、完整性和事务排除仍然受到检查。退休的读者需要新的准备。发布的 v2026.9.8 `prepareExecAuthorization` 合约返回一个同步守卫，以便在生成之前立即使用，并且 `plugin-sdk/exec-approvals-runtime` 导出同步策略读取器。退役需要下一个插件 SDK 主要版本，删除原始同步编写器，并完成启动适配器的撤销发布，保留当前权限和未知启动解决方案。 Doctor 保留其本机迁移适配器。已发布的不透明 SDK 提交保护的批准解析仍然到达共享的 MCP 授权内核，因此它们的策略写入和删除栅栏查询仍然是 T1。这些更改不会引入架构、存储的数据、保留、持久性、权限或更新迁移。
网关删除代理通过共享状态读取器仅检查批量 ACP 元数据候选，以查找代理不存在的免费 ACP 密钥。当初始准入需要内容版本标记时，读取器会在一个语句中获取它和第一个元数据队列。后来阅读重用承认的版本事实。 ACP 写入器通过现有数据库准入交换发布有界完整元数据后图像，包括内存会话写入和离线 migration/Doctor 导入。托管事务合并其更改的密钥并仅在提交后发布；回滚保留之前的收据。主机读取器可以直接使用覆盖的已提交行和删除。未知的key保留worker读取路径；读取填充保留在其读取器本地，并且不能覆盖较新的写入收据。 ACP 队列从 ACP 收据上提交的 postimage 进行刷新，并在架构更改时失效，因此不相关的共享状态写入不会丢弃它们。事务、固定快照和授权者控制的读取保留其直接读取合同。重置重新绑定在会话条目提交后使用 ACP 写入器，保留该条目写入器的物理保管和接受的清理权限，直到元数据解决。如果会话所有者已经拥有已承认的本机句柄，则事务和提交授权将保留同步最终权限保护：原始已承认的代理句柄上的一个索引生命周期谓词。本机 SDK 编写者可以更改该行而不发布撤销，因此准备好的事实无法授予突变。在删除已弃用的同步 SDK 编写器并且生命周期所有者拥有完整的撤销发布后，撤销此防护。陌生来电者使用现有的工作人员源阅读器；他们从不为此守卫在网关线程上打开本机句柄。 ACP 写入发布其 upsert 返回的行，并清除确切的元数据键发布缺失而不进行读回。 Native Doctor写入和发布的同步SDK阅读器保留他们的合同。架构、存储字节、保留、权限和更新行为保持不变。
原生 ACP 突变适配器服务于专属维护范围。持久运行时突变使用`acp.prepareMutation`/`acp.commitMutation`；内存会话将其条目保留在会话参与者中，并使用相同的共享 ACP 工作线程。在本机突变调度之前，内存读取器会选择显式的隐身路径。生产代理-删除清理提供worker权限；它的本机清理上下文在代理工作程序内部运行。本机适配器保留实时控制绑定和遗留来源消耗检查。其同步出处阅读器还支持离线导入；运行时出处读取使用 `session-meta-source.worker.ts`。已发布的同步 SDK 读取器和条目写入器仍然是单独的合约，需要在删除之前弃用。
Reset 在仅转录冷恢复中重复使用其准备好的条目快照；提交工作人员在更改之前仍会比较完整的当前目标。 ACP 事务使用共享写入器的保留句柄并在 `BEGIN` 之后验证所有权，而不会在事务之前读取重复的所有权。
更新失败报告保留、转换和工件清理使用现有的共享状态工作线程。报告通过上传和定稿保留其原始物理数据库； shutdown 在关闭存储之前加入已接受的报告。待处理的问题创建会在工作事务中重新读取其收据，并在外部请求之前重新检查当前主机权限。
重启信号在产生之前捕获其物理存储，并在一个工作 `DELETE ... RETURNING` 事务中消耗意图。 Signal 调度仍然在运行循环的准入栅栏下 FIFO ；关闭和后继切换加入接受信号工作。主管切换写入使用相同的编写器，而启动切换消耗和本机服务控制锁定操作保留其现有的同步契约。架构、存储格式、保留、权限和已发布的驱动程序更新行为均保持不变。
运行循环通过服务器关闭保留共享状态工作线程，然后在最终共享状态清理之前通过该所有者发布主管切换。切换仍会在使用时捕获并检查物理数据库和实时请求。进程内重新启动通过普通许可重用所有者。
对话目录注册和出站绑定谓词使用现有的代理编写器。注册会在目录发现过程中保留所选的物理存储；事务和提交授予重新检查实时路由权限。在异步切换准备之后，交付尝试在现有代理编写器的当前行授权下启动具体平台方法。它的事务在启动之前不包括竞争提交；交易外运输结算加入FIFO。恢复选择操作回执和会话。捕获的路线指纹是比较输入，其本身不具有权威性。目录在每个同步阶段内授予批量本机绑定检查，保留精确行和旧键选择。写入者收据使跨连接保留的绑定事实无效；当前行谓词仍然控制每个效果，并且再次评估到期时间。事务、固定快照和授权者控制的读取不会重用队列。地址注册在其同步写入事务之前准备一批编码的数据。
当前会话绑定突变和捆绑会话列表使用现有的共享状态工作线程。插件所有权比较针对事务的当前绑定运行，并且多会话列表为每个所有者共享一个工作请求。就绪后交付恢复计数和 cron 收据选择也使用现有的工作人员。初始的就绪后恢复阶段是运行时工作，与启动准入不同；本机队列计数仅适用于 Doctor 迁移和预检。接受的写入保留现有的 FIFO 和结算生命周期。架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。已发布的同步绑定选择器和传输 SDK 的当前会话会话选择器保留其兼容性契约，包括同步命令防护。
会话目标发现和清单刷新使用其保留的只读通道，独立于投影池中的描述性条目和列表具体化。有序读取保留数据库写入器 FIFO 并通过故障和驱逐清理使用保留通道，同时重新验证其物理源和当前权限。转录查询保留其选定的工作所有者；架构、存储的数据、配置和更新行为保持不变。
使用刷新保留其单工作线程限制，与共享计算预算无关：当允许的写入器等待内存读取器时，其主机写入不得占用最后一个计算槽。主机缓存写入和冷恢复通过排队准入承载请求的取消；已经承认的写入在释放监护权之前仍然会解决。开发和测试运行时拒绝清理独立转录本、使用情况和共享状态读取器池，同时保留代理数据库写入器队列；不相关的逻辑会话锁仍然有效。有序交付和板读取、辅助镜像验证和更正、有界转录组以及作者持有的 SessionManager 重新加载、后缀、重写和分支准备使用现有保留的目标发现通道，因此错误清除在持有 FIFO 准入的同时不会耗尽独立读者的资源。该通道保留其可重入主机写入合同。普通管理器打开和独立重定向保持其前台历史记录读取器的并发性。这些调度更改不需要架构、存储数据、配置或更新迁移。
工作只读代理连接在读取事务开始之前加载进程的文件绑定承认架构和完整性事实。重新打开读取器可验证挂起的会话密钥，而无需重复目录扫描、模式元数据查找或完整的会话清单。耐用的检疫排警卫仍然可用。复制或替换文件需本人承认；仅会话验证收据永远无法提供完整性证明。 Writer FIFO 排序和当前权限检查保持不变。
当经过完全检查的开启者注册相同的实时数据库时，它会提升现有的会话验证证明，而不会撤销待处理的本机准入。普通注册、替换和显式失效仍然会收回捕获的证据。拒绝的过时模式收据无法覆盖较新的实时模式。这些是进程本地准入更改；存储的数据和更新迁移不变。同一活动模式的并发收据保留现有的共享撤销单元。接受的架构更改首先会撤销其先前的借用者。
回复初始化、代理轮流准备和状态呈现通过记录阅读器恢复丢失的生命周期时间戳。标头读取保留其物理数据库所有者并接受现有写入器 FIFO 下具有本机突变见证的结果，因此同步 SDK 重写或数据库关闭拒绝过时的披露。条目重置新鲜度读取将一个工作快照中的条目和标头配对；当捆绑的调用者使用其异步替换时，已发布的同步插件运行时方法仍然可用。这些路径重用已承认的架构事实并消耗当前提交的行。架构、存储的时间戳、重置策略和更新行为保持不变。
网关重新启动准备情况检查现有模式检查工作线程中的共享状态模式、注册表和保留的代理删除事实。 Boot 和 Doctor 保留其本地准入回调。预检所有者保留捕获的快照，直到检查和子清理解决；快照暂存锁保留其本机所有者。共享比较合约通过现有的模式合约缓存返回；版本事实保留在其未更改的快照中。每个请求都会重新读取存储的事实。架构、存储的字节和更新行为保持不变。
共享状态读取器跨连接和工作线程重用物理数据库版本准入，包括在事务内。普通提交和连接退休不会使这些事实失效。迁移发布替换事实；未见过的历史快照可以读取其匹配标记一次，而无需替换较新的出版物。每个调用者仍然应用自己的已发布版本下限。
轨迹保留读取器接收物理数据库身份下已承认的模式事实。冷主机不会构建比较数据库来准备切换。每个读取器保留其物理身份并使用写入器无效的行事实，而不重复模式 SQL；持久的检疫排警卫仍然存在。保留选择和重试策略不变。
维护结束后，会话生命周期结果计数使用已接纳的代理执行器。这些元数据读取保留物理存储 FIFO 和源身份，而无需进入全局转录存档队列或打开写入事务。因此，独立的第一回合不会等待不相关的档案工作。架构、计数语义、存储字节和更新行为保持不变。
在调用者捕获运行时生成、传输、环境和工作目录后，可重用的 SQLite 检查子项在分离的生命周期上下文中启动。它们的进程回调和空闲队列尾部不得保留第一个读取的异步上下文。每次阅读都保留自己的录取、取消和截止日期范围，直至结算；已完成的经营承诺被发布。
快照暂存所有者和本机源完成承诺使用相同的生命周期上下文。分阶段准备工作保留其个人权力，直到清理完成。共享状态开放在本地结算后释放其调用者准入回调；可重复使用的写入器插槽保留准备好的启动事实，而不是打开呼叫者的选项。这些更改保留了 FIFO 准入、挂起打开的连接、模式、存储字节、配置和更新行为。
成功的会话发现会将选定的物理读取器及其词汇别名传输给现有的历史读取器所有者，然后再释放临时发现保管权。清理会保留这些确切的保留路径，同时关闭无主的同级路径。撤销、失败发现、删除和本机清理失败保留现有的退休和结算要求。留存的读者继续通过其原始所有者观察天然突变和物理替代。
工作人员通过现有的工作人员启动器继承已完成的本机 SQLite 功能检查、所需的模式比较定义和物理数据库准入事实。运行时事实仍然与原始进程、可执行文件、运行时和选定的库绑定；比较定义还绑定其原始来源和格式。物理数据库事实属于其承认的文件身份。缺失的事实要求该身份首先被承认。 SQLite 编写器通过现有的成功回复返回其完整的本机功能事实，因此后面的同级工作人员可以继承它而无需另一个探测。本机运行时所有者在转发之前检查相同的进程和库身份以及当前的 WAL 安全层；无效提示使写入结算和正常准入均保持不变。每个工作人员仍然检查物理身份和当前呼叫者权限；它使用已发布的模式和完整性事实，而无需重复验证。注册表准入同样重用已承认的模式事实。它的第一次验证保留了对其他支持形状的结构检查。架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。
完整的完整预期模式描述在捆绑的模块副本之间共享，并由新创建的工作人员通过同一启动器继承。仅当引导准入需要模式比较时，网关才准备这些描述。有效的干净关闭收据会跳过比较和模板构建。冷共享状态检查发布其完整的描述；代理准入未命中和空安装在启动运行时工作程序之前准备代理描述。缓存以完整模式 SQL 为键，因此相同版本的附加定义保持不同。实际承认的事实按物理数据库身份单独共享；第一次入场仍然拒绝较新的数据库版本。保留的主管在创建每个工作人员时转发调用者当前的定义及其承认的事实。运行时共享状态比较从完整描述中选择其现有表和索引视图。他们不会为该子集构建另一个比较数据库。完整的维护策略仍然验证当前的惰性对象，并且物理模式创建和迁移 SQL 保持不变。
共享状态重新启动准入会在版本、表和列检查使用标题和目录之前捕获它们。较新的标头在目录检查之前仍然拒绝；内容版本标记仍然处理延迟的更新程序发布。当前内容跳过历史迁移发现，并在维护和运行时验证之间共享一个表契约读取器。即使在当前版本中，规范的形状和索引检查仍然需要，除非该数据库具有有效的干净关闭完整性收据。不干净的关闭和更改的文件仍然需要物理完整性和外键检查；代理数据库的干净关闭证明不能证明共享状态。更新保留现有的迁移和发布策略，并且显式的 Doctor 完整性检查仍然不缓存。
运行时存储会话就绪状态将待处理工作捕获的物理源传送到现有的回收工作线程中。工作人员重新读取当前行并在同步事务中验证它们，保留现有的 FIFO、实时主机授权和已确认的验证发布。 Startup 和 Doctor 保持其本地就绪探针；等待后，运行时不会重新打开调用者线程读取器。
所需索引检查通过现有的表契约读取器重用一个完整的当前目录快照。指纹比较、意外的唯一性拒绝、完整性检查和原子修复保留了其原始合同。这既不会更改所需的定义，也不会更改修复和更新策略。
库存分类描述了计数操作，而不是整个模块运行时安全性。审查的混合模块使用命名操作路径，可以选择缩小到变量初始值设定项，而不是行号。初始化程序异常排除嵌套函数体；未经审查的网站保留其保守的分类。在添加操作异常之前跟踪每个生产调用者，并更新现有的已审核覆盖，而不是使用工作模块条目隐藏它们。棘轮对基础源和候选源应用相同的分类规则，因此元数据更正本身并不能抵消不相关的 T1 增长。
维护覆盖需要实际启动或一次性调用者证据。当运行时可访问时，延迟数据库准入、空闲关闭清理、重新启动 signal/retry 路径以及在正在运行的网关内重用的 CLI 命令仍保留为 T1。测试被路径排除；生产模块中的仅测试助手没有单独的层，并保留其保守的分类。无法由操作或初始化程序表达的特定于分支的异常保留为 T1。
会话修复突变和精确行读取器为本地 Doctor 调用者保留 T2。网关legacy-main检测使用现有的会话读取器worker；全代和神器保管指纹仍然仅限于医生。 Claw 来源的 CLI 写入计数不涵盖其原始网关 SQL 读取。共享类别存储和本机批准 SDK 兼容性保留其现有分类。隐姓埋名的事实属于记忆演员。元数据重新分类既不会改变执行行为，也不会改变更新行为。
放置 claim/result 突变和通知事件游标操作已审查仅限工作人员的条目。事件记录器的 `registeredWatcherKeys` 初始化程序与其本机 event/head SQL 分开分类。创建、压缩、收养和子生成者是非通知的。创建、压缩、采用、子生成光标播种、reset/deletion 清理和定期保留使用现有的信号工作器。放置重新启动清除在轮流被允许之前以及启动时保持状态目录锁定时使用放置生命周期工作线程。它的 `UPDATE ... RETURNING` 捕获了准确的后图像，主机在成功后发布该图像。不确定结果导致启动失败；下次启动可以安全地重试此幂等清理。此引导操作不协调并发实时轮次。移动意图、移动完成和准备环境绑定使用现有的放置编写器。他们的同步事务重新读取确切的位置和环境，检查事务和提交准入的实时主机权限，并发布已确认的位置和环境事实。失败的工作回复永远不会重播突变。准备好的环境到期使用写入者准入后的交易时间。等待的放置查找、生命周期准备、孤儿停用和设备需求共享放置参与者的现有 FIFO。写入直接通过其保留句柄进入现有事务，在 `BEGIN` 之后保持所有权验证，而无需在其之前进行重复读取。每转投影批次保留在其现有的读取所有者上。
新的放弃意图将交易的放置事实带入交易和提交准入时的实时运行者检查中。当跑步者重新连接时，加入现有的匹配意图可以保留其持久的决定。
放置请求授权在屈服之前准备其原始共享源。就绪投影仍然是 SQL-free；遗留定位器保留其物理代理存储读取器，并在事务和提交授予时使用现有的精确条目和成员资格谓词。传输等待检查生命周期和源保管，而无需重复这些读取。当放置编写者持有其事务时，赠款永远不会重新发现共享状态注册表或配置文件所有权。保留的读者重用已承认的模式事实并检查效果边界处的当前所有权行。拥有者收据使保留的行事实无效； OpenClaw 的迁移或修复所有者所做的架构更改通过其事实发布到达。
发布的`getMany`、`retireSessionPlacement`和重启清除方法通过下一个插件SDK主要保留同步SDK适配器。捆绑重置和删除等待退役；传统作者使用每个插件和功能系列共享一个警告。本机源和最终工作区效果谓词还保留其当前检查，其中同步 SDK 编写器绕过完整的所有者发布。它们仍然是显式的迁移债务，同步结果兼容性读取器和待处理结果防护也是如此。这些更改不需要架构、保留、持久性或更新迁移。
工作区发布和move/reclaim保留同步最终权限保护。同一物理状态数据库的独立租约心跳共享一个工作线程、本机连接和最早截止日期计时器。到期续约会在一份声明中更新其确切所有者，保留每份租约各自的到期日和清理情况。匹配的更新间隔共享一个截止日期；加入可以提前续租。网关 SQL 所有者每 30 秒更新一次：其 90 秒陈旧心跳界限的三分之一，比其 300 秒租约 TTL 短。单独的文件系统所有者仍然每 15 秒更新一次。启动身份修复和显式验证保留其当前检查。关闭一项租约后，其兄弟姐妹将继续运营；关闭最后一个连接本地工作线程退出。更新保持独立于网关事件循环，包括在并发工作树创建期间。工作空间预留保留其现有的租赁获取顺序和本机准备路径。每个权限检查都会读取一个索引语句中的放置和待处理结果或协调存在，包括不存在放置时的孤立结果。 Move/reclaim 守卫在一份声明中读取当前位置并移动。这些查询重用已承认的模式事实并读取当前行，而无需新鲜度探测；准备好的事实永远不会取代最终生效时的决定。
Native/SDK 作者可以撤销所有者出版物之外的权限。退役这些防护需要下一个主要插件 SDK 来删除原始同步编写器并完成撤销发布。外部作家必须使用网关或独家离线所有权。他们当前的查询仍然是 T1。租赁原语、工作请求、模式、存储字节、权限、持久性、保留和发布的同步合约保持不变。
Node 安置常设拨款准备和保留通过批准阅读器在一个联合查询中读取准确的安置、附件和家长批准事实。网关保留其进程本地授权，并在准备后重新检查原始调用者。 `consumeAsync` 准备最终权限快照；同步传输时间 `consume` 在没有 SQL 的情况下检查其进程内写入收据和当前绑定。提交的写入会使之前的接收无效。内置同步 `resolveBinding`、`retain` 和 `validate` 方法现在会抛出迁移定向错误；使用他们期待的替代品。自定义发布的服务对象保留其明确选择的兼容性契约。
所有 Web Push 读取和变更都通过共享状态工作线程执行。网关在现有工作人员事务授权中检查当前请求者和配置文件权限，包括不透明的进程内请求回调。一旦在该事务中，配置文件绑定就会被解析；订阅存在事实直接从同步读取中发布，并通过写入收据失效。只有共享附加列帮助程序也在离线遗留迁移中运行。准备工作空间列表和突变操作仅适用于工作人员，而同步操作`find`兼容性查询仍然存在T1。批准历史记录、插入、挂起列表、到期和允许一次消费具有仅限工作人员的条目，包括已弃用的回调调用者。线下全店重置库存和存档重置操作T3 CLI一次性，包括开发引导程序；网关会话重置和其他存档生命周期操作单独分类。
第一方渠道和处理中的审批请求将其原始实时权限转移到现有的审批编写器中。查找、格式错误判决否认、解析和 cron 常设授权铸币保持其同步工作人员交易、实体店准入、FIFO 和已确认的发布。承运人识别内部断言；它永远不会用捕获的权限替换当前的网关、调用者或通道权限。已发布的不透明 `GatewayRequestHandlerOptions.sessionMutationCommitGuard` 回调现在在工作线程预提交边界运行，并且可以拒绝写入。他们保留自己的签名，但无法检查工作人员的暂定行或依赖于以前的主机事务视图。批准SQL内核仅在worker中运行；启动在接受请求之前等待其批量孤儿清理和终端修剪。现有的其他所有者会话权限仍然是单独的迁移债务。架构、存储字节、保留、持久性和更新行为保持不变。
工作区别名注册和快照操作将 T2 保留为其本机 Doctor/migration 以及迁移-退休调用者以及工作人员调度。插件目录修复、遗留导入和迁移收据停用也是 T2；同步ModelRegistry加载保留目录内核T1。首选项 read/write 操作和配置文件电子邮件绑定、快照和权限读者具有精确的仅限工作人员的条目。本机配置文件别名读取和准入后备保留其现有层。工作区身份解析为 Doctor/migration 调用者保留 T2；显式工作空间退休在共享状态工作线程中执行。
运行时缓存-TTL、引导、提示错误和提供程序重播标记通过现有的脚本编写器附加。自定义消息附加使用相同的工作人员并在通知观察者之前采用其提交的视图。引导程序连续检查、内存核算和传递镜像尾部选择使用现有的读取工作线程以及原始快照、重置和读取栅栏规则。已发送的持久同步 SDK 回调保留其当前所有者；隐身存储使用内存参与者。持久工作线程故障永远不会回退到主机 SQLite。
持久的交付镜像更正通过显示准备、精确行工作提交和清理来保留历史记录读取器。在更改所选行之前，写入器会比较捕获的生成字节和原始存储的字节。尾部选择重写还比较序列和突变修订；索引媒体更正保留不相关的后续附加。源镜像尾部限制和 turn/media 匹配仍保留在现有选择器中；不相关的转录行保留其字节和序列。事务和提交授予重新检查当前主机权限。本机维护保留其现有适配器；隐身使用记忆演员。锁定的镜像附加仍然是单独的切换工作。架构、保留、持久性、SDK 签名和更新行为保持不变。
通道反馈通过现有代理写入器中的事件持久性保留其选定的物理会话读取器。同步事务重新读取当前会话，附加原始事件字节，并返回已确认的投影收据。主机在事务和提交时检查读者权限，并仅在确认后安排任何所需的投影协调。接受的写入使用现有的 FIFO 和结算所有者。维护保留其本机适配器，第一方 SQLite 测试助手也重复使用该适配器。隐身模式使用记忆演员。架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。
显式重新启动逻辑删除恢复会克隆副本并在代理写入器工作线程中自动更改两个会话身份。源准备使用工作人员读取，而网关保留当前调用者权限，并在源更改时使准备好的事实无效。交易和提交准入重新检查那些守卫；接受的写入保留结算和承诺的身份发布。这些切换不会更改架构、存储的字节、保留或更新行为。
严格的控制记录将准备消息附加到现有代理编写器事务之外。在检查新消息源谓词之前，编写者会重新检查重复提交记录和待输入保管。在源准备期间由另一个连接提交的消息仍然是重播，而新写入则重新检查其源行和当前主机授权。等待的消息准备保留其转录版本直到提交，并且永远不会重试不确定的结果。这种等待的准备仅限于没有事务谓词的单个消息；复合转弯保留其现有的同步准备合同。发布的同步准备保留本机回调顺序，直到下一个插件 SDK 主要版本。架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。
承认的回复阶段借用共享代理执行器来实现有界会话条目、成员资格、参与者、生命周期、标头和锚点事实。每个阶段通过原始连接读取当前行，并在现有前台 FIFO 和本地突变见证下同步消耗其结果。借用保留选定的物理文件、别名、本机化身和会话生命周期；重置、替换和释放撤销它。确认的初始化可以将准入转移到同一本机代上的新生命周期，在返回之前加入旧的借用。只读和预准入发现保留其现有所有者并且不创建存储。回复结算和数据库关闭连接接受阶段，包括仍在等待前台接受的阶段。架构、存储字节、保留、SDK 签名和更新行为保持不变。
记录的准备将选定的物理所有者带入历史读取中。承认的增量、水印和锚点读取借用了与精确路径读取相同的准备执行。在匹配的转录写锁内，它们加入其结算队列并读取其现有的工作人员，保留生成和物理文件检查，而无需等待独立的历史读取器保管。当其序列选择需要历史读取器时，具有同步接受的锚读取使用保留的发现通道，因此在保留写入器准入的同时，逐出和故障清理仍然是安全的。有界元数据阶段通过同一个队列合约将当前会话、重播验证、锚点和水印结合起来。 Replay 准备一个新的有界历史视图及其元数据；管理器的可变条目永远不会证明持久的历史记录。有效负载水合作用和回复尾部解码仍保留在历史记录中。当最终队列确认相同的代和序列时，交付可以重复使用其检查过的尾部；否则它会在那里读取更改后的尾部。每个阶段在返回之前关闭其快照，同步接受保留现有的 FIFO 和本地突变见证。不需要架构、转录字节、游标、读取限制、保留或更新迁移更改。
嵌入式运行准备读取其准入条目并保留同一队列中的转录本窗口映射。即使窗口映射与当前条目的键不同，它仍然具有权威性。冷恢复在读取之后运行，并且在返回之前再次检查原始调用者和数据库所有者。工具权限调用者准备保留其原始的源选择计划；消费阶段通过该计划重新读取当前策略，而不是重复发现。这些更改保留当前行谓词和最终效果检查。
初始管理器水合、持久用户重放和引导消息存在共享一个新的历史记录队列。从活动位置零开始的上下文窗口没有前面的缓存 TTL 前缀，并跳过该查询。有界有效负载中的消息证明该快照中存在物理消息；没有消息的窗口仍然使用物理历史记录探针，因为重置可以隐藏保留的消息。在挂钩或压缩之后，重放会在同步提示准入时获取其下一个队列。有界模型上下文保留其单独的有效负载投影和字节限制，并在相同的 FIFO 和本机突变见证下同步接受。该操作的快照是其序列化点；稍后的所有者写入者提交会使下一次读取的保留事实无效。在同步接受之前仍会检查源替换、实时权限和本地本地突变。在决定收据覆盖范围之前，交付会在一个历史快照中读取候选有效负载及其当前锚点。无界模型上下文读取在编写器 FIFO 之外准备，并保留其后续的新验证阶段。终端消费者携带不可变的附加锚作为历史证据；上下文发件箱和技能审核所有者在使用历史记录之前仍然会验证这些锚点。活动摘要消耗补丁事务的已确认水印，同时保留脏通知和新的后续读取。冷元数据加入初始化和回合准备；恢复由冷存储所有者保留，在编写器 FIFO 之外且在消息挂钩运行之前。
当已接受的活动已被记录并且条目和对话路由均未更改时，普通回复初始化会重用其编写器锁定的快照。它不会运行生命周期恢复、计算会话数或为该无操作安排维护。创建、重置、父分叉和路由更改保留生命周期突变路径。
精确消息重写会比较更新本身中准备好的存储字节，而无需在比较之前立即重新读取有效负载。所有者和活动锚点检查仍然在写入之前进行。无操作重写可以在另一次内部重写之后确认其准备好的选择；它不改变任何字节。
## 保留最终权力警卫
准备工作使用现有的工人所有者。当发布本机或插件 SDK 时，紧邻效果之前的一些同步防护仍然会读取当前的 SQLite 行，作者可以在没有完整所有者发布的情况下撤销权限。对于这些所有者来说，准备好的事实和突变见证不能取代最终的阅读。这些守卫在没有外部提交探测的情况下重用已承认的模式事实；单语句防护不添加事务或其他模式检查。
| 所有者 | 保留最终读取和准备边界 |
| ------------------------- | -------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------- |
| 技能研讨会反思 | 历史工作者验证会话权限、生命周期和接受的转录锚点。未更改的会话密钥和记录写入收据会重用这些事实。等待文件准备完毕后，`fs-safe`的同步`beforeWrite`检查保留的收据，没有SQL，拒绝在影响范围内进行更改。 |
| 沙箱调度 | 最终的注册表生成检查使用由注册表读取和提交的写入收据安装的物理数据库事实，而主机上没有 SQL。携带已发布同步权限回调的直接远程 shell 命令使用现有的进程内传输，因此检查和本机启动共享一个调用堆栈；不受保护的命令保留代理。预留完成和退役比较现有工作人员事务中捕获的一代。 |
| 工作树 GC | 共享状态提交准入仍会跨数据库检查当前代理会话权限。一项所有者-国家评估服务于最终的清理决定。注册表准备仅使用主机活跃度； cleanup 重用工人普查捕获的目标并拒绝使用时更改的会话或工作树。 |
| ClickClack 讨论 | 同步可见性和突变防护保留当前绑定、撤销和会话化身读取。工具决策读取其绑定一次。结合指数水合作用和描述性服务读取使用现有的工作人员；索引从不授权过时的反向映射。 |
ClickClack 协调仅在旧版绑定需要标题回填时读取同级标题支持。该工作人员读取后，会在更改其会话附件或远程元数据之前重新检查确切的绑定和撤销。
当每个本地守卫的所有编写者都发布完整的撤销事实或拥有的工作人员在实际效果边界上消耗权限时，退休每个本地守卫。稳定的 SDK 合约需要弃用和迁移，然后才能在以后的版本中删除。在此转换之前，本地守卫仍保留记录在案的 T1 站点。直接远程 shell 调度保留进程内启动，因为其同步 SDK 回调无法跨延迟代理准备。未来的代理路径必须在排队准备后在其最终启动框架上重新验证，并通过代理所有者解决已接受的工作。架构、持久性、保留、权限和更新行为保持不变。
现有的插件会话运行时还提供可选的 `getSessionEntryAsync`，用于通过会话输入工作器进行描述性准备。没有该功能的已发布主机保留其同步合约；工作线程故障永远不会选择本机后备。最终会话权限仍然使用同步防护。
## 保留一名店主
闭轮发件箱读取和写入使用现有的代理工作人员或捕获的隐身参与者。没有参与者的隐身目标是不可用的；它永远不会在网关线程上打开替换数据库。封闭转录本范围读取器使用持久工作内核或提交的内存转录本事实。
转录后缀替换在一个同步写入器事务中准备并应用其有界更改。它检查一次提供的源字节和可选的突变时间戳，然后通过写入携带准备好的投影。它不会在计划和替换之间重新读取相同的源、投影运行状况或突变时间戳。现有的提交权限、游标轮换、回滚和幂等性所有权保持不变；无需更改架构或更新。
插件状态复合操作通过主机拥有的异步句柄使用 `store.createOperation`。一个命令调用现有共享状态工作事务中捕获的插件模块。同步事务外观共享行读取，强制声明的写入命名空间，并应用现有的配额和 TTL。模块加载发生在插件实例捕获的源生成下的事务之前。没有添加独立的作者或架构。请参阅 [ 插件状态操作](/plugins/sdk-runtime/state-and-system#synchronous-keyed-store-migration)。
在线状态属于网关。此操作路径使用已承认的模式事实和进程内突变收据，而不是外部提交探针。规范的异步和保留的同步密钥存储突变会在排队或执行之前使收据无效。提交的事实、到期日、来源身份和实时 plugin/action 权限控制后续效果。拒绝和未知解决不授权重播。接受的写入保留其现有的 FIFO 和结算所有者。
Reef 将关键负载、审查决策和容量更改、信任编辑、审核追加、光标更改和拒绝 reservation/completion 作为完整的工作命令运行。审核小组阅读一次标题，然后将其链接、保留和最终标题一起提交。出站组合在外部防护之前使用准备命令，然后使用剩余审核事件和确切传递绑定的最终确定命令。防护分类和中继 HTTP 都不保持 SQLite 事务打开。提交适用的审计记录后，预期会再次拒绝。
Reef 在主机准备之后和获取之前立即检查传输的效果启动回调中的最终进程内收据。入站元数据、transaction/commit 准入、代理调度和所有者通知使用相同的实时收据边界。这些断言不执行主线程 SQLite。回收将其原始来源收据纳入合并操作；不匹配会导致发货前拒绝合成。
Reef 的配置、帐户描述、安全策略和目录适配器使用异步工作 API。捆绑插件随主机一起发布并需要其当前功能； Reef 没有旧主机本机存储或传输回退。发货前主机检查见[渠道授权合约](/plugins/sdk-channel-plugins)。架构、存储格式、保留、权限和更新行为保持不变。
使用 `maxLines` 进行手动 `sessions.compact` 修剪在现有代理编写器上运行。工作程序计划在同步写入事务之前保留转录本行，然后在重写历史记录并清除陈旧令牌和harness绑定元数据之前比较完整的转录本字节和所选条目。主机权限通过交易和提交赠款保持活跃；在授予这些权限后，将再次检查外部源谓词。确认的收据会发布条目事实并在主机上安排延迟投影核对。隐身修剪使用记忆演员；发布的持久不透明同步防护保留了本机事务内核。最终主机权限读取保持同步，原始 SDK 编写者可以在没有完整所有者发布的情况下撤销权限。当原始同步写入器被删除并且撤销发布覆盖每个写入器时，在下一个插件 SDK 主要中退休这些警卫。架构、保留历史策略、持久性和更新行为保持不变。
Live Gateway 客户端、呼叫身份验证、公共共享编解码器、目标收据、APN 用户、探测器和监视器协调通过现有的共享状态工作人员准备设备身份。只读发现永远不会创建身份状态。进程身份、加载的编解码器和匿名未命中保留其现有的缓存生命周期；编解码器创建会清除缓存的缺失。热缓存命中不执行 SQLite。客户端关闭会加入接受的身份准备，并在其生命周期结束后拒绝连接效果。共享和 APNs 调用者在准备后重新检查当前权限； cron 计划者共享一颗准备好的种子。共享读取在最终权威行读取之前准备编解码器。温暖的编解码器保持同步；迟到的冷未命中在授权和响应之前在原始目标防护下启动一个新的行读取阶段。本机身份访问仍然仅限于 Gateway/node 引导、连接 CLI、配置预检和 Doctor identity/cadence 迁移。架构、存储字节、保留、公共客户端 API 和更新行为保持不变。
配对快照使用写入器收据来使工作人员之间保留的事实无效。他们的下一个用途是在没有 `data_version` 探针的情况下读取当前行；复合快照保留其事务。普通聊天常态化保持同步；目标开始指纹准备在准入之前使用异步身份所有者。
回复身份验证源和策略准备重用选定的会话读取器。身份验证准备仅返回源存在，包括显式不存在；凭证和共享存储路由保留其身份验证所有者。每个新阶段都会刷新当前的数据库事实，策略准备通过异步工作保持实时调用者和读者检查。新阶段在返回准备好的结果之前验证其沙箱谓词。可重用技能准备会在最后阶段消耗完整的当前条目，与沙箱验证共享准备好的行，而不是再次请求该条目。技能刷新和坚持依然为自己后续的阅读做准备。
尝试调度将其选定的转录本目标（包括采用的压缩后继者）带入转录本生命周期准备中。原始尝试和提示状态所有者在准备等待后验证该选择。外部窗口重绑定无法重定向；生命周期和作者谓词仍然保护转录效果。独立调用者保留目标解析，而插件切换忽略了这个私有准备事实。
本地放置预检通过会话准备携带其现有观察，然后在声明事务重新读取放置谓词之前将其释放。引导路由会消耗新的文件缺失而无需再次读取设置状态，并在文件存在时等待设置状态后再次检查文件。
共享状态内容版本读取跨连接和工作人员重用物理数据库承认的版本事实。普通数据提交不会使该格式许可过期。迁移和维修业主在DDL之后发布更换事实；快照本地准入和回滚保留其现有边界。架构和更新行为保持不变。
接受的内存同步在提供程序和维护锁等待之前借用其现有的代理执行程序，独立于其具体的发布存储。重新启动耗尽无法在回退尝试之间淘汰健康的借用一代。每个发布存储在首次使用时准备当前的连接策略，并在释放其维护锁之前关闭；在所有尝试和清理解决后，接受的同步借用将被释放。失败的本地一代仍然会退休，当新一代开始时，完整性承认仍然是强制性的。
闲置维护保持正常节奏，同时避免不相关的工作。设置完成修剪不会读取或重新发布配对设备权限，并使用其第一次到期读取来跳过空写入事务。到期删除使用已承认的句柄并保留事务和提交授权；零行观察在工作人员返回后重新生效。当订阅和保留的通知记录均为空时，配对通知会跳过配对快照。出站恢复仅在连接当前允许的读取修订中重用空队列事实。拥有作者收据、本地突变和连接退休通过现有所有者使这些事实无效。工人自动暂停和安置退休从现有收据所有者收集承诺的安置身份；空闲报告不会查询放置库存。退休会在其条件删除中返回已删除的身份。这些报告事实并不授予突变权力。保留、重试时间、模式、持久性和更新行为保持不变。
沙盒保留和删除意图事务在现有共享状态执行器中运行。预留选择和修剪资格读取同步事务内的权威行。删除通过提供者等待和精确生成删除保留其物理存储。网关关闭拒绝新的删除并在关闭数据库传输之前加入已接受的结算；调度程序取消不会取消已接受的持久性。直接数据库引流使用现有的清理工作人员在读取许可关闭后进行提供者确认的精确生成删除。清理保留物理存储身份和当前主机授权。架构、存储的字节和更新行为保持不变。
已发布的同步沙箱回调在提供程序等待和延迟进程启动期间保持，并且需要观察已提交删除的实时生成权限；当这些回调获得异步同伴时重新访问（下一个 SDK 主要）。他们的同步注册表生成读取器仍然是保留的兼容性路径，没有缓存或准备行替换。
公共会议库页面使用抄本读取工作人员的现有页面查询和有界收集器。工作人员在测量运输预算之前投影公共字段和摘要预览，并保留前瞻而不解码超大的下一行。工具读取保留其原始源授权事实和单独的字节预算。主机添加实时捕获和提供者呈现，并在公开之前检查当前请求权限。日期准备工作由呼叫者的时区所有者负责。导出流保持其独特的快照生命周期。架构、存储字节、权限和更新行为保持不变。
转录源扫描每页最多读取 128 个事件和 8 MiB 存储的有效负载。每个页面在下一个工作请求之前释放其延迟读取事务。初始索引序列和历史窗口隔离扫描：排除后面的附加，并且替换或移动的窗口使扫描失败，而不是混合历史记录。在选择保留的路径外分支之前，捕获的物理活动路径尾部还会隔离隐藏控件。页面遍历索引的活动位置，而无需每次重建整个标记投影。保留的路径外分支使用相同的序列上限。冷重置档案在返回有效负载页面之前以有限的步骤准备其导航索引。准备工作可以返回一个带有延续的空页；它在每一步之后关闭其文件句柄。文件标识使现有索引缓存无效，包括部分准备。普通的精确存档读取保留其超大图像恢复合同。高于字节界限的单个记录显式失败； cleanup 永远不会将截断的源扫描视为附件未使用的证据。
附件清理和上下文报告会逐渐消耗页面。 `before_reset` 插件挂钩、遗留模型上下文回退和无限的 HTTP 历史记录仍然需要完整的结果；它们的调用者收集有界页面并保留相应的总结果内存成本。没有转录字节、架构、保留策略或更新行为更改。
普通 `chat.send` 轮流准备持久会话查找并通过现有会话工作人员共享事实。缺失的行保留所选商店的路由事实，而无需在网关线程上打开可写数据库。路由器在会话准备之前捕获原始呼叫者，并且准入在开始工作之前重新检查当前成员资格、会话身份和物理源。当不需要恢复时，预准入会在一个同步授权阶段消耗重试分类和新输入路由以及工作开始检查。转录本比较和恢复等待仍需要新的授权。如果推测元数据快照与已提交写入竞争，则其一次有界重读将加入现有写入器 FIFO。读取刷新会保留原始发现所有者，并且不会重播已开始生效的消费者。隐身读取使用内存参与者。配置、架构和存储格式保持不变。
会话创建通过同一读取器使用其已选择的存储和规范化密钥重新读取完整的目标元数据。生命周期托管和当前调用者权限仍保留在创建中；工人准备不授予许可。有序读取器通过验证保留其写入器 FIFO 和本地突变见证，并且数据库退役会撤销披露前的读取。在分配资源之前，Creation 会在准备完成后重新检查其实时守卫。隐身模式使用记忆演员。架构、保留字节和更新行为保持不变。
会话发现选择不存在的存储后，由同一数据库所有者进行的首次注册将保留捕获的注册表见证。现有的变异过滤器保留了第一代物理生成；不同的所有者、更换和报废仍然使读取无效。已承认的读取、消费者回调和写入不会重播。满足待注册的新目标发现等待优先拒绝捕获的本地解决，重新检查原始共享状态准入和调用者托管，并在选择目标之前读取已解决的注册表。稍后待处理的注册会拒绝发现，而不是无限期地延长等待时间。保留的读取仍然拒绝相关的注册表更改。即使路由不需要本机注册表行，捕获的发现见证也会遵循其自己的注册，然后在释放读取之前再次验证所选目标。心跳准入读取使用相同的工作所有者，因此立即唤醒无法在另一个请求保存其缺席文件创建见证时同步创建存储。架构、存储的字节和更新行为保持不变。
观察到同一缺席代理数据库的并发创建者共享其捕获的执行所有者和本机打开。所有者保留创建保留，直到所有创建的借用者释放它或物理文件被接纳。具有相同观察结果的后来创建者可以使用已承认的文件；替换的目标、不同的代理、共享状态数据库或隐身所有者仍然拒绝入场。架构、存储的字节和更新行为保持不变。排队会话准入和可写读取通过同一所有者进行验证，因此其第一次创建不会使它们之前的缺席观察无效。当同级完成准入且正在准备调用者权限（包括共享存储）时，会话创建会保留此原始缺席见证。它仍然拒绝替换文件并更改别名或共享状态所有者。
冷会话读取器在分派之前共享数据库的模式准入轮次，因此他们无法在第一个模式准入完成之前观察文件。他们在该回合中使用现有的目标发现通道，因此等待写入器支持的索引状态的历史搜索不能阻止他们的工作人员调度。纯读从不保留代理写者；已经承认的读者保留他们独立的阅读路径。模式准入轮次在消费者回调运行之前结束，现有的请求截止日期、取消和数据库撤销涵盖了准入等待。只读访问永远不会创建丢失的存储；空闲代理在第一次写入之前仍然没有持久数据库。会话事件捕获保留冷准入后工作人员报告的物理源。在读取之前完成的第一个写入器可以提供该源；在缺少读取后创建的文件或在捕获被拒绝后替换的文件。不需要架构、持久性、配置或更新迁移更改。
接受的聊天输入在发送之前再次准备新的共享和精确的行数据。每次读取通过同步消费保留其物理所有者和写入者FIFO；本机突变见证人拒绝干预同步 SDK 写入。待输入和转录工作人员将供应交易本地共享事实授予原始调用者的实时监管检查。收集的输入根据同一快照重新检查每个源。外部存储记录重写保留原始源所有者的实时主机断言；目标无法提供事实。接受的持久性保留其现有的解决方案和密切的所有者。已发布的同步托管回调保留其兼容性契约。隐身输入通过暂存、调度和脚本写入保留其内存参与者和实时权限检查。不需要架构、权限、保留或更新迁移。
重新启动安全的聊天准入会消耗其保留的会话读取器的生命周期时间戳，包括转录标头回退，而不是在网关线程上重新读取 SQLite。回复声明采用、挂钩检查点、退出和清理重用物理身份和现有逻辑读取器中解析的密钥。失败解决保留原始聊天目标，包括新目标创建其商店时确认的作者身份。这些转换使用现有的代理入口补丁工作线程，其同步事务在提交之前比较权威声明行。已接受的结算在呼叫者取消后的关闭期间仍保持连接状态。输入和恢复声明仍然在确认之前提交。公认的条目出版物包含来自工作人员现有元数据读取的完整成员资格和参与者事实。较新的作者收据、本地出版物和不确定的结果使保留的行事实失效。被取代的会员资格需要新的共享准备，而不撤销独立发布的交付生成。紧凑的成员预测不需要单独读取未更改的声明发布。 Incognito 使用承诺的记忆演员事实；发布的持久同步 SDK 当前行检查保留其现有所有者。架构、保留、持久性和更新行为保持不变。
### 隐身演员内存后端
生产获取为隐身会话密钥和显式隐身目标选择会话参与者的内存后端。持久会话使用与规范 SQLite 工作后端相同的参与者合约。选择发生一次； incognito 命令既不分配 SQLite 数据库，也不分配数据库工作线程，并且不能消耗持久数据库工作线程容量。哨兵路径标识一个内存命名空间；它永远不是一个需要重新打开的数据库，也不是一个需要发现的工件。
`memorySessionActorOwners` 拥有每个代理和词法路径命名空间。 `captureSessionActorStorageOwner` 捕获其当前存在或不存在而不创建它。 `acquireSessionActorStorage` 默认获取现有会话；创作必须要求`create: true`。丢失的读取会保留其正常的丢失结果，并且关闭的句柄无法采用替换会话。没有本机隐身所有者、固定工作线程、数据库后备或镜像第二写入器。
条目和记录写入、待处理的输入、完成结果、历史记录、水合、使用、协作、看板、进度卡、报告和闭轮发件箱操作都使用内存参与者。网关聊天、代理调度、子代理流和等待的 SDK 读者通过接受的工作保留选定的所有者，然后释放其呼叫者句柄。命令通过参与者进行序列化，并在确认之前发布已提交的事实。读取适配器消耗这些事实；内部簿记不需要数据库货币探测或撤销生成。
调用者释放会耗尽已接受的工作而不删除会话状态。会话关闭丢弃该会话；所有者关闭会丢弃其名称空间。到期保留现有的不可续订的 24 小时期限，进程退出则失去隐身状态。会话结束加上现有的运输拆除可以保护未来的影响；已经交给运输的工作可能会在关闭期间完成。实时授权仍然适用于凭证、批准、执行、外部效果和披露边界。
隐身转录本没有冷存储或存档工件，并且不会进入持久内存摄取语料库或常驻持久存储发现。通话语音会话元数据保留其持久代理所有者以及现有的预订和确认合同。 ACP 会话条目使用内存，而 ACP 运行时元数据保留在共享持久状态所有者中。这两种异常都将隐身转录存储在 SQLite 中。
#### 同步隐身访问
已弃用的同步持久性和存储读取器在 SQLite 访问或加载视图突变之前拒绝隐身目标。这包括没有现有参与者绑定的显式隐身目标。该错误指定了等待的替换；调用者不得将其捕获为丢失数据或使用另一个后端重试。
| 表面 | 等待更换或保留合同 |
| ------------------------------------------------------------------------------ | -------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------- |
| `SessionManager` 水合、持久性、转录重写和上下文读取 | 使用相应的`Async`方法。分离的 getter、`inMemory`、`fromEntries` 和普通的加载视图导航保持同步。 |
| `withSessionTranscriptWriteLock` 和 Codex 后视镜锁助手 | 使用 `withSessionTranscriptWrite` 或 `withCodexSessionTranscriptMirrorWrite` 与 `preparation.prepareMessage` 和原始准备的源权限。 |
| `readAcpSessionEntry`、`readAcpSessionMeta` 和 ACP 管理器 `resolveSession` | 使用 `readAcpSessionEntryAsync`、`readAcpSessionMetaAsync` 和 `resolveSessionAsync`。仅共享元数据读取器和离线 ACP 迁移保留其单独的合同。 |
| Codex 同步上下文读取器和 admission/version 验证器 | 捕获 `captureCodexSessionContextReader` 并等待其阅读器隐身。耐用的投影保留 `readCodexSessionContextProjection`。 |
| 内存archive/selector读者和成绩单统计 | 使用错误所命名的 `loadArchivedSessionsAsync`、`resolveMemorySessionTargetsAsync` 或 `buildSessionEntry`。提供的成绩单统计数据仍然是纯粹的同步准备。 |
已发布的持久同步 SDK 适配器保留其记录的弃用窗口。仅用于 Worker 的 SQL 内核和离线 Doctor/migration 操作保留自己的合约；两者都不允许同步隐身 SQLite 访问。
### 现有工人流程
远程模型目录刷新会在下载之前捕获共享存储，并使用其现有工作线程进行读取、捆绑包替换和有条件的 HTTP 304 元数据更新。同步工作事务重新读取当前目录并在事务输入和提交时检查实时主机准入情况。更新检查生命周期在数据库拆卸之前加入接受的持久性；取消下载不会取消已接受的写入。出版物仍由现有模型目录生成所有者保留，并且不会重播不确定的写入。同步读取仍用于启动快照捕获和离线检查。架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。
当存储不提供更具体的操作标签时，共享状态事务诊断会继承执行工作线程命令名称。因此，缓慢的保持和失败的锁定等待会识别域操作，而不记录其输入。显式标签优先；命令范围之外的本机调用者必须为相同的属性提供自己的标签。
入场交易使用`state.admission.fast-path`和`state.admission.existing-schema`。默认租赁标签区分`state.lease.acquire`、`state.lease.renew`和`state.lease.release`；调用者提供的标签仍然优先。慢速保留包括 `phases`：`sqlMs` 涵盖同步事务工作（包括 JavaScript 和回滚），`hostAdmissionWaitMs` 测量事务中工作人员到主机的准入等待，`commitMs` 测量物理 COMMIT。这三者占了保留的比例。 `beginMs`，在操作范围内，`prepareMs` 报告保持外的时间。准备工作从工人派遣或前次交易结算时开始；它包括命令加载和打开数据库，而不是代理队列驻留。
运行时连接重用共享状态文件的进程范围记录中的完整模式、完整性和外键准入。第一个 opener 验证物理数据库并发布同级句柄和工作人员的结果；并发或稍后打开重用该结果。关闭本机连接不会丢弃它。新的物理文件需要新的准入，而观察到的损坏会在本机清理之前撤销现有的准入。迁移或修复仅在成功的事务结算后才会发布其新的模式事实。可变元数据使用写入器无效的事实或当前行读取。显式维护和复制文件验证保持其独立的完整性检查。
在捆绑运行时调用方收到其本机句柄之前，冷写代理准入会使用现有的代理执行程序。并发收购共享该执行者的物理生成。其验证收据携带已承认的模式事实；稍后的本机句柄会检查物理文件身份并重用这些事实，而无需架构标记查询或所需的表、索引、触发器和完整性扫描。会话生成和转录索引跟踪器向模式所有者声明其固定连接本地表、索引和触发器，模式所有者在安装时检查现有的 TEMP 名称和形状。该快照还会跳过新连接上缺少触发器的丢弃。安装那些声明的 TEMP 跟踪对象不会导致物理数据库的另一次验证。迁移或修复所有者发布承诺本地 DDL 的替换事实；回滚不能发布未提交的事实。主机句柄驱逐保留了进程准入，并且永远不会回退到网关线程上的模式扫描。普通执行重用已完成的准备工作，包括用于跳过已涵盖的添加剂 DDL 的事实。拥有者收据在没有模式标记查询的情况下使行事实无效。文件替换需要先进入替换状态；被撤销的完整性需要通过其现有所有者进行恢复。实体店的模式所有者在入店时就已固定；实时会话所有权和权限仍然使用其当前行检查。
同样的承认记录了数据库的文本编码及其版本。转录有效负载准备使用已发布的编码，包括跨工作传输和空闲重新打开，而不是查询每个句柄的 `pragma_encoding`。 UTF-16 存储保留身份有效负载； UTF-8 存储保留现有的压缩策略。在架构准入完成之前，离线有效负载迁移会传递其已读取的编码。这不会更改架构、存储格式或更新行为。
云通过执行和终结保留已承认的句柄，因此它们现有的同步转录权限检查在空闲驱逐后不会成为冷开启器。
2026.9.8 中发布的同步 SQLite open/borrow SDK 合约在没有准备事实的情况下调用时保留本地准入。已发布的异步 SQLite 帮助程序为任意同步 SDK 防护保留其本机检查点。捆绑的调用者使用同一所有者的运行时驱动程序，其权限在工作授予中是安全的；相同数据库行谓词保留在工作线程中。创建声明只为工作人员提供一个类型化的见证：主机检查实时权限并通过现有执行器拥有其清理权。医生和维修人员保留其现有所有者；隐身使用记忆演员。这不会更改架构、存储的数据、迁移、保留、持久性或已发布的驱动程序更新行为。
慢速代理事务诊断保留其保留和锁定等待标签，并包括准备好的会话标识符和计数。历史快照报告活动事件、活动消息和阅读器操作；附加诊断区分事件类型和消息角色。诊断不会查询其他行或记录记录内容。
将现有域操作跨其工作线程边界移动，而不是创建第二个存储、通用 SQL 服务或缓存管理器。只读操作使用现有的只读工作范围和相关域读取器。类型化域处理程序向作用域传输注册；它拥有有界结果传输、取消和子清理。目录准备在注册表发布之前捕获这些工作人员读取的事实，而目录写入则保留代理执行程序。共享状态固定读取和会话 transcript/history 读取保留其已建立的适配器和清理所有者。围绕同步 SQL 或单独的 `withOpenClawAgentDatabaseReadOnly` 的 Promise 不会将执行移出线程。 `readWithCanonicalSessionAdmission` 验证执行线程上的会话读取；在工作人员承认的读者内调用它。
Gateway Claw 软件包清理通过只读工作程序读取安装和软件包所有权，无需协调不相关的 MCP、cron 或工作区状态。现有的待删除日志冻结安装身份：普通安装编写者拒绝更改。重试状态发布自动取代旧的日志操作，使更改的记录和延迟网关效果的撤销一起可见。最终删除会与日志完成一起废弃拥有的行。包依赖性读取和状态声明在现有工件租用密钥下的工作线程中运行；交易和提交入场通过结算保留原始租约和请求者。网关仍会在生效前立即检查当前的删除日志、配置、取消和租用权限。此工作线程切换不会改变存储格式、架构和更新迁移。
回复初始化和审核的准入验证器可以在共享存储队列中保留其确切的会话密钥。当持有者等待另一个队列时，不相关的会话继续进行；重叠键保留 FIFO 顺序。创建挂钩、父分叉、遗留主退休和无范围验证器保留存储范围内的排除。安置和迁移障碍加入了早期接受的作品并阻碍了后来的作家。单独的共享 SQLite writer 仍然拥有事务准入、当前权限检查和提交结算。架构、持久性和更新行为保持不变。
专用共享状态读取传输在不到一秒的时间内重复使用成功的进程所有者和兼容性投影验证。已解析的所有者路径具有相同的最大期限。过期的读取会同步解析其路径并在工作程序分派之前验证所有权，包括在队列延迟之后；没有计时器可以延长这个窗口。瞬时验证错误会拒绝受影响的读取，并在下一次读取时重试。发布、清理和架构维护转换会立即使缓存路径失效。维护权限、物理数据库身份和读取生命周期检查仍然存在。写入、模式转换、租赁授予和所有通用 SQLite 代理作业保留即时的新所有权验证，包括其事务和提交授予。架构、保留的数据和更新行为保持不变。
重新启动逻辑删除恢复会克隆源转录本，并通过共享代理编写器将其存档的后继记录记录在一个事务中。即使对于大型历史记录，转录读取、解码、插入和元数据更改也会保留在工作进程中。主机保留 FIFO 准入，在本机事务和提交授权之前重新检查实时恢复权限，并在释放写入器之前安装提交的共享和身份事实。 Incognito 使用记忆演员；维护范围保留其原始所有者。架构、恢复原子性、持久性和更新行为保持不变。
全转录恢复检查点、使用聚合和 MCP 应用程序重建使用承认的历史工作者。选择器返回紧凑事实并保留一个快照，包括两个 MCP 重建通道。隐身读取记忆参与者提交的转录事实。当工作线程繁忙且没有保留的摘要缓存时，没有同步回退。
捆绑的会话条目补丁使用代理执行程序进行快照读取、CAS 验证、突变和 COMMIT。使用记帐、压缩记帐、重新启动清理、活动回顾以及条目所有者准备的更新插入、替换和路由元数据操作共享此默认路径。主机运行每个更新程序一次并保留实时权限。回顾一下 CAS 之前的写入事务内运行的记录谓词。在最终授予之前有限制的临时结果转移；紧凑的本地收据证明了确切的承诺结果。发布、提交的回调和身份观察者在物理数据库 FIFO 发布之前进行结算。未知的写入永远不会重播。隐身补丁使用记忆演员。维护和发布的持久不透明插件回调保留本机事务并产生写入器准入。任意异步插件更新程序保留其现有的嵌套准入行为。模式、持久性、公共回调合约和更新行为保持不变。
特殊的聊天许可协议保留已接受的工作租约和原始物理来源，同时作者检查确切的会话、生命周期和恢复声明。取消可以自行解决索赔；释放或更换入场不能。转录确认会在易出错的观察者运行之前绑定新创建的源，因此第一个目标可以在提交后观察者失败后解决，而无需重新发现其数据库。诊断和声明清理仍然是一次同步提交；失败通知仍然是单独的并尽力而为。
固定字段更新、嵌入式写入器声明和压缩会计根据现有补丁命令同步事务中的当前行评估其减速器，无需单独的快照请求。当其定价输入独立于当前行准备时，使用核算可以使用相同的路径；行相关定价保留主机准备和 CAS。每次提交都会保留其完整的后期图像发布和当前的主机授权。任意更新程序和提供程序回调保留其现有的准备边界。
待定最终意图创建和已完成意图清理也使用固定补丁操作。清理检查写入器事务内的当前会话、意图、传递状态和恢复声明。普通交付结算和重新启动准入在同一命令中评估其当前行谓词；harness完成声明保留主机权限验证和回调 CAS。每个定居点都保留在其现有的持久事件边界内。仅当新选择的条目有待处理的切换时，实时模型切换回调才会准备；缺席标志会在没有提交请求的情况下结束操作。待处理的开关保留主机插件规范化和 CAS，并且任意返回 null 的回调保留其现有的验证合同。这些更改不需要架构或更新迁移，并保持交付耐久性和结算。
已完成的使用提交还将其挂起的开关观察结果带入相邻的清理中。没有挂起开关的匹配提交不需要额外的准备请求；稍后的模型选择将保留其待定标志。丢失、失败或目标不同的使用提交保留新的准备和 CAS。最终的重新启动声明清理根据写入者事务的当前条目评估其确切的会话、生命周期、声明和执行栅栏。拒绝的清理永远不会将替换会话或生命周期安装到其运行的缓存中。主机保留实时生命周期和重新启动取消检查。这些减少保留了 FIFO、接受写入解决方案、模式、存储格式和更新行为。
第一轮差异基线索赔和结算、回复技能快照以及子代理准入和簿记使用相同的条目编写器。准备保留选定的实体店；事务在写入之前重新读取其条目和同存储源谓词。生成器和操作员包装器通过准入和提交保留准备好的源权限，包括 parent/child 链接。现有的 FIFO 加入了已接受的写入，并在发布前发布了已确认的事实。不透明的 SDK 守卫和跨商店来源保留其记录的本地合同。不需要架构、保留、持久性或更新迁移。
嵌入式作者声明、实时模型切换整合以及待定的最终交付准备、结算和清理明确选择该工作补丁路径。回复调度员完成交付后，终端结算和待最终清理会减少一笔工作人员事务中的相同条目。抑制使用相同的组合操作。直接通道传递与回复调度程序共享提交的终端接收，并在错误的传递观察者运行之前记录它。当调度程序负责清理时，通道将其连接到第一个收据；观察者故障无法恢复可重播的监护权。多部分直接发送承认一次托管并在每个平台发送时保留实时作者授权。排队的交付收据仍会在队列确认之前提交，而无需清除恢复保管。自定义传递路径保留其现有的清理操作。基于回调的减速器在事务外进行准备；工作线程在应用补丁之前重新读取选定的行，并在释放现有写入队列之前发布已确认的结果。不确定的写入永远不会重放。持久生命周期启动和终端持久性从准备好的实体商店标识中选择其路线。同存储恢复、同伴和范围中止源权限在提交之前通过现有的读取工作人员准备会话和转录事实，并在结算后重新验证。作者在其自己的连接上比较每个键入的行、成员身份和转录本版本谓词；这些同存储生命周期源检查永远不会从主机授权中读取代理数据库。跨存储补丁保留本机事务：需要跨存储的事件循环原子性，而发布的同步转录本 SDK 可以改变任何异步队列之外的源；下次SDK专业重温。这是一个明确的局部性决定，绝不是错误后备。即使其目标是持久的，隐身源权限也会使用已提交的内存参与者事实。谓词拒绝保留源所有者的错误排序，并且接受的生命周期写入在关闭数据库工作线程之前解决。不透明 SDK 更新器保留其现有路由；这些调用者不会更改默认的补丁合约。架构、保留、持久性和更新行为保持不变。
每回合模型选择、harness准入、本地回合放置准备、技能快照刷新、调度、插件注入探测、完成元数据和差异基线选择通过现有会话读取器读取持久条目。精确的候选投影仅验证选定的行，从而保持与不相关的损坏行的隔离。沙箱准备通过工作区准备保留其物理读取器，并在返回之前重新检查调用者。网关回复最终确定和 GitHub 发布发现通过工作元数据读取使用的相同有序存储查找来准备完整条目。直播和出版警卫仍在重新检查其当前所有者；准备好的元数据永远不会授予权限。可以读取自己的会话存储的源断言在准备之前和之后运行，在工作人员授权之外。接受的写入者结算保留其现有的事务本地谓词，并且不继承调度程序取消。隐身读取已提交的内存演员事实。不需要架构、保留、持久性或更新迁移。
网关聊天准入和终端回复检查通过同一工作人员查找读取当前会话行，保留物理源身份和当前行谓词。会话初始化提供转录开始绑定；这只是一个选择范围，等待后交付仍然会重新检查存储的生命周期。最终锚点快照包括其现有读取事务中的当前会话生命周期。重新启动生命周期准备会保留每次运行的事件顺序，并且生命周期持久性所有者会在数据库拆卸之前加入接受的准备和写入。普通的冗长和维护准入使用新鲜工人阅读；已发布的同步钩子回调保留其兼容性读取器。架构、存储字节、权限、保留和更新行为保持不变。
持久记录会在一个代理执行器事务中添加消息、使用挂起的输入、评估输入的最新助手和活动条目谓词、更新条目以及提交目标收据。主机准备使用工作人员读取的防重复事实；事务在应用准备好的消息之前重新检查这些事实。运行时目标选择使用现有的历史记录读取器，保留捕获的存储、标准化会话密钥和选定的生命周期。确认的保管和最终记录游标安装在行观察者之前，然后身份和消息完成回调在同一物理写入器 FIFO 中进行处理。丢失的回复通过现有的条目补丁传输和本机 COMMIT 收据进行协调；不确定的结果永远不会重演。不透明发布的 SDK 回调和相关回调批次保留其同步事务可见性。隐身转录转而使用记忆演员。
没有选择回调的回合会跳过空消息规划请求。修复了没有目标操作、主机挂钩或键入的用户输入托管直接提交的消息；他们的交易仍然验证当前的身份和谓词。回调保留其效果之前的选择和防重复检查。
单条目持久重置使用相同的执行者和收据所有者。主机在 SQL 事务之外构建替换；工作人员重新读取选定的行，附加重置边界，清除世代绑定协作，并将条目写入一个同步事务中。当前调用者授予在事务和提交准入时运行。提交的进度和身份通知先于重置回调，并且接受的回调在物理写入器 FIFO 内结算。丢失的回复使用已确认的候选者，而不重复构建器或 SQL；不确定的结果仍然存在。捆绑回复初始化使用类型化 upsert 描述符，并重用生命周期规划器的选定行快照进行普通提交，包括声明的相关行和存储的模型父级。父分叉准备和创建权限绑定保留其效果之前的早期快照。现有的生命周期提交检查其准备好的行并保留干预的同一会话元数据。不透明事务回调保留其现有所有者。对原住民具有约束力的和解仍然是一份单独的合同；隐身重置使用内存参与者的选定行。这些更改不需要架构、持久性、保留、配置或更新迁移。
持久目标管理在现有代理执行器中提交其当前会话重读、缩减器、接收重放、到期修剪和容量检查。准备好的共享和目标谓词在该事务中运行；主机授予保留当前调用者权限，而无需重新读取同一数据库。现有本地收据在释放 FIFO 托管之前发布条目事实，并关闭连接接受持久性。收据插入检查同一 SQL 报表中的容量；拒绝会回滚目标并转向而不驱逐仍然有效的重试收据。隐身目标使用记忆参与者。所有持久管理调用都使用 writer；不透明的 SDK 生命周期守卫通过其现有的主机授权而不是本机后备运行。准备好的存储谓词必须属于选定的代理存储。收据有效性、重试行为、模式、保留和更新行为保持不变。
Durable Board 在会话读取器中写入准备准确的会话存在，并在突变之前将其会话和生命周期身份携带到一个内核检查中。同步工作事务无法在检查和提交之间切换会话。布局更新仅写入更改的小部件行；小部件更新插入不会重写同一行或未触及的同级行。董事会读取保留其选择的目标和披露权限，无需第二个本机突变见证：读取后的并发更新可以返回捕获的快照，并且下一次读取观察已提交的写入。会话演示通过其现有的行投影消耗了工人准备的董事会成员资格；不可用的事实在准备完成之前一直处于脏状态。隐身板读取使用内存演员。董事会准入在调度突变之前立即调用调用者的源权限一次。普通网关请求已经持有由写收据维护的会话和成员身份事实； Board 既不再次准备它们，也不将源谓词发送给目标工作人员。已承认的跨数据库写入可能会在源撤销后完成。目标的身份和生命周期权限在提交时仍然有效。传统的同步调用者回调在准入时仍然可调用；他们不强制本地目标交易。发布、架构、保留和更新行为保持不变。
持久板突变仅在现有代理工作线程中、在板写入事务之前运行首次使用模式准备。隐身板不需要架构准备。从代理模式 15 开始，需要板表：历史缺失表数据库仍然使用迁移所有者，并且当前模式中缺失所需的表仍然是准入错误。
持久条目删除可以通过同一个执行worker携带准备好的Agent API和Codex绑定参与者。绑定删除仍然在代理事务提交之前以共享状态提交，并且可以否决该事务。确认的代理回滚有条件地恢复实际删除的绑定，而不替换后继绑定。绑定更新在队列等待期间继续，在交易输入之前耗尽，并在结算过程中保持静止状态。单独的共享状态和代理收据可防止绑定删除收据发布成功的会话删除。未知的结果会阻止该本地生成的重用，并且永远不会重放写入。 ACP 终结器和初始化回滚仅在确认代理 COMMIT 后才有效。初始化回滚使用现有的仅提交工作参与者，包括没有存储绑定的初始化程序。 Opaque 发布的 SDK 突变保留了本机规划和事务：它们的同步权限回调可能会重新读取相同的代理数据库。他们的权限检查在本机事务中保持有效。普通主机铸造的绑定参与者保留工作线程，而隐身模式则使用内存参与者。现有的跨数据库崩溃窗口、模式、保留和更新行为保持不变；不需要迁移。
代理退役使用现有的共享状态写入器来记录其日志、出处、恢复解析和工作区退役。原始的实时删除租约承认每个操作；序列化的日志标识符永远不会允许清理。共享代理执行器携带请求本地清理权限，并通过实际代理COMMIT持有共享日志事务，保留代理到共享的锁定顺序和本机绑定回滚托管。在释放清理拥有的读者和作者之前，范围关闭会加入已接受的工作。专用清除选择条目引用的代并保留由幸存条目引用的代。它不会将选择扩展到所有历史窗口。发布的不透明 SDK 回调和初始化回滚保留其本机事务保护。这些更改不需要架构、保留、持久性、权限或更新迁移。
遗留主检测通过现有会话读取器读取比较事实，并通过共享状态读取器读取迁移分类帐。它跨等待保留物理存储和逻辑别名身份，包括最初不存在的存储。检测会比较条目和转录内容，而无需加载仅由医生删除保管所需的工件和待输入指纹。医生在修复之前继续获取这些完整的监护事实。
持久倒带和分支切换在同一个代理执行器中运行完整的扫描、图形克隆、索引、协作清理和条目轮换。准备工作保留了原始物理来源、选定的生命周期、冷恢复和本地生成。工作人员在本机绑定否决和代理 COMMIT 之前重新读取源并应用模型锁和分支谓词。可逆参与者重用具有约束力的结算所有者；确认的回滚有条件地恢复已删除的行，而未知的结果会阻止该生成而不重播。已确认的收据会使分支摘要无效，并在本机订阅清理之前发布条目和身份事实。在网关关闭关闭数据库传输之前，已接受的工作已解决。消息剪切分叉使用相同的执行器，而不退出源本机上下文。存储库分叉将准备好的源工作区与事务的新行进行比较；主机提交授权使用存储库所有者发布的事实。不透明 SDK 回调保留其同步事务可见性。没有架构、保留、持久性、配置或更新迁移。
父分叉在现有代理执行器中运行源选择、令牌决策、副本复制和子条目更改。同店读写共享一笔事务；跨存储分叉保留其单独的源快照和目标提交。捆绑的子条目补丁使用准备好的数据以及精确的父子比较。私有 fork 命令使用现有的连接绑定域信封，无需扩展已发布的 SDK 操作联合。不透明持久的 SDK 回调保留其现有所有者；隐身分叉使用记忆演员。这些切换不需要更新迁移。
生命周期构建器在 SQL 外部运行一次，而其准备好的更新插入、重置、删除和维护在现有代理执行器中一起提交。 Creation 继续使用其现有的类型化替换操作。
回复初始化通过现有会话读取器在一个快照中准备当前行、声明的相关行和存储的模型父项。预处理、普通回复、斜杠命令和本机运行时确认等待着这些事实。准备工作在屈服之前占领实体商店，并在返回之前拒绝更换来源。生命周期作者保留其权威的提交重读、修订检查和发布所有者；准备好的行永远不会授予写入权限。 Incognito 使用记忆演员；维护范围保留其现有的本地所有者。不需要架构、保留、持久性或更新迁移。
工件删除和维护完成重用本机绑定参与者所有者。只有真正移走的行才能安置它们的本地同伴；过时的维护选择保留其绑定。精确消息和终端助手重写在 SQL 之外准备纯转换，并在工作事务中再次比较所选字节和生命周期。承诺的事实通过现有所有者发布，不确定的写入永远不会重播。不透明的交易回调和医生转账保留其显式的本机合约。这些切换不需要更新迁移。
渠道设置等待代理选择提示后读取新的策略。延迟插件迁移行由共享状态工作线程读取，并且安装程序在读取后在使用所选代理之前重新检查其配置所有者。每个策略读取获取当前行；它不会在后续操作中保留迁移排除。更新程序的同步效果防护将其现有的新鲜读取合同保留在其 CLI 或子进程所有者中。
候选更新验证通过共享状态工作线程记录快照、启动和临时副本清理进度。更新程序保留原始数据库和执行程序权限，在前进之前等待接受的收据，并在信号清理释放执行程序之前耗尽它们。工作人员使用现有的同步步骤突变并检查其事务内的恢复策略。不确定的写入会保留其清理错误并阻止进一步的排练清理；它不会成为普通的验证失败。当接受的写入结果未知时，Signal 清理会使历史记录处于待处理状态；后来的成功收货并不能消除这种不确定性。存储的格式、架构和路径编辑规则保持不变。
共享工作人员保留实际现有的模式账本连接以进行步骤和阶段突变。首次入场验证完整性和稳定的表合约；稍后写入并重新打开的连接会重用该物理存储的承认的子集。另一个功能的惰性表创建不会重复其验证。每次写入都会保留事务持有的物理源和实时写入权限检查；模式所有权和内容版本来自准入。候选验证会在选择快照之前对写入器进行预热，并通过验证和复制状态清理（包括静默复制间隔）来保留现有的参与者操作。闲置考察和演员引流包括留任编剧。一次性同步API在每次调用后仍然关闭其连接；这两个路径都不会引导或迁移完整的运行时模式。
可变执行还等待通过该工作人员进行验证、激活和检查 Git 目标阶段收据。相变和终端行无操作行为保留在现有的账本内核中。每次接收等待后，调用者都会在继续模式检查、本机停止或发布之前重新检查其原始执行者和请求者。接受的写入保留相同的信号结算所有者；其他阶段调用者保留当前合同直至迁移。
服务准备在本机停止之前等待绑定阶段操作，并在收到后重新检查原始服务和执行者权限。当前核心最终确定保留其请求者检查；一揽子补偿保留其现有的仅限执行者的权力。本地可变准入在信号结算之前加入已接受的回滚操作，并在关闭期间密封新的回滚准入。它不保留无限转发命令。新的接收流程保留其现有的生命周期所有者。存储的记录、模式和恢复策略保持不变。
候选医生通过同一作者记录前一个网关站点，并在继续维护之前加入收据，包括随后本机站点验证失败时。只有原始运行更新中已完成的收据才算作记录；不确定的本机清理仍然拒绝继续。最终化通过读取工作人员读取该收据，并在检查和采用停止的服务之前重新检查其当前所有者。收据编码、重启策略和旧驱动程序行为均未更改。
步骤进度通过同一工作人员和原始执行守卫记录开始、完成和警告收据。命令和显示等待提交的行。已解决的接收拒绝不会绕过拥有的回滚或临时 Git 清理；恢复仍然需要当前的权威。不确定的写入保留其结算边界，保留任何原始命令失败。模式切换后，旧进程会缓冲普通步骤数据，直到兼容所有者可以在最终确定之前刷新它。只有确认的收据才会离开该缓冲区；不确定的同花无法重放。存储格式和警告顺序保持不变。
新的接收进程还在最终确定之前按顺序重放通过该写入器传输的步骤数据。它保留一个捕获的环境和数据库源，在写入准入时重新检查其实时执行者和请求者，并在前进之前等待每个接受的结果。拒绝收据会阻止进一步的重播和最终确定；不确定的结果会导致现有的清理失败。转移的回收政策和已发货的同步账本导出保持不变。
在状态所有者争用之后，Doctor 使用其捕获的安装路径和环境通过现有的读取工作人员观察服务网关租约。这种有限的读取保留了 Doctor 的私有模式许可，并且永远不会引导丢失或较旧的数据库。在考虑停止服务之前，它会在读取完成后刷新进程活跃度并重新检查取消和调用者权限。租约获取、事务检查和稍后的前台重试循环保留其同步所有者。
安装的更新程序仍然拥有其第一个升级跃点。已交付的同步账本 API、效果防护、心跳和回滚摘要报告以及其他最终写入仍保留在其现有所有者手中，直到其单独的工作人员切换为止。
安装和补偿解决后，插件需求批次通过现有元数据工作人员准备最终安装的索引。准备工作密封集合，从捕获的数据库中读取未缓存的行，并保留原始生命周期租约，直到读取完成。它在发布运行时目标之前重新检查租约所有权和批次关闭。运行时切换后，源清理重新获取插件租约，并通过现有的工作操作准备新索引和延迟迁移行。这些行的范围保持在清理租约范围内，这不包括它们的共享写入者，直到删除解决。每个效果防护仍然重新读取配置文件、包含文件和环境替换，并使用受保护的迁移行进行验证。来源身份和持久租赁检查仍然有效；准备好的行不保留删除权限。存储格式和更新行为不变。
已停用插件工件的网关清理首先检查托管且符合状态的回退捕获目录和 npm 保留标记。完整的空扫描可以避免租约获取、元数据查询和缓存失效；检查错误会产生警告而不是空结果。候选清理保留现有插件生命周期租约，并在操作范围的插件缓存中准备一个新的已安装索引有效负载。安装记录和本机捕获保护共享该有效负载，而不会丢弃格式错误的收据证据。在等待工作之后和删除之前检查实时租约和准备好的事实，并在租约释放之前完成缓存处理。网关保留的元数据缓存未更改。与现有的尽力枚举一样，候选扫描后创建或停用的工件仍然有资格供以后所有者清理。计划、保留和删除标准、架构和更新行为保持不变。
注册表刷新、医生修复和遗留索引导入在读取或派生替换行之前保留相同的插件租用。启动在启动所有权后获取插件所有权，并在任何等待安装程序解决后重新读取元数据。因此，排队刷新会在等待期间保留已提交的安装记录。索引格式、源清理防护和更新行为保持不变。
实时插件安装、删除和重新加载通过现有的共享状态工作人员准备新的元数据。冷发现策略和已安装索引读取共享一个请求和快照；普通读取保留网关的稳定启动元数据。租赁索引提交和精确修订补偿使用同一工作人员。每个同步事务在准入和提交时检查原始租约和实时调用者，并返回其确切的 before/after 行收据。提交协调器在检查稍后的调用者撤销之前保留已确认的接收，因此它可以在不覆盖后继者的情况下进行补偿。未知的写入永远不会重播或重定向到主机 SQLite。所需的元数据仅在确认持久性和最终实时调用者检查后才会发布。租赁原语和同步启动、Doctor 和已发布的元数据读取器保留其命名的本机合约；架构、存储的字节和更新行为保持不变。
索引突变准备一次完整的调用者防护。传输设置仅检查保留的租约活跃度；交易授予、提交授予和最终披露各运行一次实时调用者围栏。相同的配置写入断言叶共享一个同步调用，从不跨等待进行观察。在这些效果边界上的本地国家所有权和租赁读取仍然是最终的权威守卫，而同步 SDK 编写者缺乏完整的发布。它们的退役需要在下一个插件 SDK 主要中由所有者发布完整的撤销事实，而不是重用早期的成功读取。
延迟的插件义务是通过共享状态编写器记录的，同时保留插件生命周期租约。工作线程重新读取待处理行，检查捕获的待处理代，并在事务和提交准入时验证原始租约。医生在重新读取配置或完成修复之前等待记录；会话后完成在修复挂钩解决后重新获取插件租约。这可以保留迁移警告、输入保护、存储行和更新行为，而无需跨包或插件工作保存 SQL 事务。
写入者通过其现有域适配器（例如 `runOpenClawStateWorkerOperation`）使用 SQLite 工作代理的 `state.write` 或 `agent.write` 操作。连接绑定的 Kysely 内核和事务回调在工作器 **内保持同步**。首先完成异步计划，然后重新读取已承认事务内的权威行。保留 FIFO 订单、物理数据库身份、transaction/commit 补助金以及已接受的可写工作的结算。
出站媒体暂存和恢复通过交付队列的共享状态工作线程创建和释放其保留行。调用者在发布假脱机文件之前等待创建，并在清理期间等待释放，因此等待主机准入的并发写入者无法阻止网关线程上的媒体发送。现有的托管行、原子排队、过期和更新行为保持不变。
生成的 HTML 出处查找、更新插入和陈旧标记清理使用共享状态读取器和写入器注册表。主机在文件系统检查之前捕获物理存储，将 realpath/root 和精确字节信任检查保留在 SQL 之外，并等待确认的写入。检查文件后，清理仅删除选定的行值；并发标记更新仍然存在。事务和提交授权会重新检查原始存储，并且未知的结果永远不会重播。媒体调度程序在共享状态拆除之前通过网关关闭前奏保留已接受的清理工作。公共媒体 API 保持异步；信任策略、架构、保留、持久性和更新行为保持不变。
已发布代理和共享状态数据库计时器通过这些相同的编写器调度定期 WAL 检查点和有界页面回收。现有计时器保持其节奏和页面预算，释放单元之间的写入者保管权，并仅在其原始数据库所有者当前存在时安装工作人员的检查点运行状况。本机检查点工作和文件大小诊断在工作线程中运行。 Linux sidecar遏制在定时器入口处保留其同步扫描，在身份接纳之前可以拒绝调度或关闭可以清理原始句柄。主机准入和物理身份检查保留在主机上。仅检查点 PASSIVE 刻度保留连接的繁忙超时，而不读取或更改它：SQLite 不会调用 PASSIVE 的繁忙处理程序。完成一次计时后，WAL 所有者将解除其仅检查点计时器的状态，直到本地进程内写入收据在十秒内安排下一次通过。本地同级句柄共享通知，并且每个本机写入工作线程安排自己的维护。稍后的写入不会推迟待处理的传递。当读取器可能已释放时，被阻止或失败的检查点会继续重试。没有已知写入收据和显式阻止检查点策略的连接将保留其定时节奏。关闭会删除写入通知以及计时器。页面回收和阻塞检查点模式保持其零超时范围。
其他空置的维护业主也停放了他们的计时器。 Auth-rate-limit 修剪在失败历史记录存在时启动，在失败历史记录为空时停止。设备对通知程序扫描一次，然后在其订阅者和可见请求存储都为空时停止。拥有的写入会唤醒它以进行下一个十秒扫描，包括回复失败的写入。配对授权和通知接收检查仍保留在现有边界内。
已完成的仅检查点传递通过现有物理数据库准入发布其写入修订。到该 WAL 的其他连接重用完成的内容，而不是再次复制相同的帧。稍后的进程内写入会使它无效；不完整的检查点永远不会发布完成情况。显式检查点、最终关闭和定期页面回收保留其现有行为。
虽然离线维护作用域保留共享状态工作线程，但其计划的 WAL 工作会暂停，因此 Doctor 和更新恢复捕获保持稳定的源字节。明确承认的维护仍然可用。最终的维护客户端版本恢复了同一工作人员正常的十秒检查点节奏；重叠的维护客户端使其暂停，直到所有版本发布。当另一个进程持有离线维护托管时，状态所有者检查仍然拒绝每个预定的通行证。拒绝会跳过通行证，而不记录检查点失败或警告； health 保留其最后的真实观察结果并重试下一个刻度。
网关运行循环保留共享状态数据库缓存、参与者所有者和 SQLite 工作代理，直到记录最终生命周期结果。然后，在关闭主机句柄之前，有序退出会加入写入者的最终检查点。取消维护时，委派主机句柄既不会重复该检查点，也不会恢复内联检查点回退。中断退休依赖于 WAL 恢复，并且从不证明陈旧观察的彻底结束。本机关闭后，仅当其规范 WAL 为空或不存在时，委托主机才会接受干净的印章；现有的租约业主拒绝与活着的兄弟姐妹一起密封。固定的 WAL 保留进程内验证，但重新启动验证未密封。同步离线检查点保留其所有者；持久性、模式、保留和更新行为保持不变。
工作人员权限请求保留其无限的活动所有者等待，除非调用者明确提供 `deadlineMs` 预算。只有 cron 的运行时突变准备和结果保留调用选择 1,000 毫秒。它的两次握手为 SQL 和回滚留下了 3,000 毫秒的其他写入器 5,000 毫秒的繁忙预算。超时会自动取消请求并抛出可重试的准入错误；同步交易在本地结算释放托管之前回滚。主机会忽略迟到的请求，并且无法批准已取消的请求。其他事务和提交调用者以及打开和准备请求保持其现有的无限等待。主机在授予之前仍然检查当前权限，经纪人失败会在释放托管之前加入工作人员退出。 Cron 通过其调度程序发出警告并重试，保留启动恢复模式和持久保留标记。未知的结果仍然由恢复者拥有，并且永远不会盲目地重试。不需要架构、配置、存储数据或 update/rollback 迁移更改。本机 SQLite 和经纪商容量准入保留各自的截止日期。启动、模式工作和离线维护使用安装的单一进程所有者。普通写入获取其实际的 SQLite 事务；它们不获取单独的协调数据库或携带锁目录命名空间。
观察现有文件的共享状态打开保留其物理身份，并且如果该生成在发布之前消失或更改则拒绝。它不会重新创建丢失的文件。准备新的数据库目录并隔离孤立的 sidecar 需要现有的架构维护所有者；以后的权限强化永远不会重新创建已删除的目录。
缓存的共享状态参与者独立于客户端别名保留其打开路径。冷路径绑定会淘汰消失的别名，同时保留活动硬链接；热准入检查使用保留的身份映射而不是轮询文件系统。即使在其原始客户端关闭后，重用和命令准入也会检查参与者的已知打开路径绑定。条目保留生命周期所有者的物理路径许可，与原始调用者的架构范围分开。每个匹配的参与者都会与调用者分开检查。当前参与者可以提供新的架构范围，但结束的调用者范围仍然会拒绝并显示其原始错误。每个请求的呼叫者仍然需要完整的实时入场。停用的辅助别名仅关闭其客户端，因此在该客户端的回调解决时，健康的对等点可以继续运行。失去演员的开场路径需要其积极的工作在替换之前解决。惰性参与者会保留其承认的 device/inode 密钥，直到其第一个可写本机打开为止。出生时间不是一个长期存在的化身令牌：Node 可以报告 ctime 或零，并且健康的元数据更新可以更改它。通用经纪人提供的文件密钥合同不变；生命周期准入拥有仅文件密钥无法识别的生成更改。在获取模式权限或创建文件（包括设备身份、审核和现有模式租赁编写器）之前，冷打开会拒绝丢失或替换的源。尚未达到冷路径绑定的外部删除不会授权重新创建参与者的打开路径。这可以防止 Doctor 和插件迁移重新创建退休路径或在错误的数据库中获取租约。现有的更新驱动程序和存储的架构不需要迁移。
每个 SQLite 代理工作线程最多允许 128 个正在运行和排队的请求。一个繁忙的worker的准入队列不会消耗另一个worker的请求容量；独立工作者继续为他们的数据库提供服务。对同一个worker的请求保留FIFO订单，包括等待容量的调用者。所有工作人员仍然共享 256 MiB 保留输入预算，并且等待请求容量的调用者可能会在十秒后超时。最多 64 个 MiB 的单个命令在排队时保留其完整序列化大小。更大的命令仍然需要一个空闲的worker并保留一个32 MiB传输窗口；他们从不在输入队列中等待。这些是内部资源限制，而不是配置设置。这些计划和预算更改保留了数据库所有权、事务权限、模式和更新行为。
代理发布适配器使用 `openOpenClawAgentSqliteWorkerStore().execute` 作为单个命令。它在等待之前捕获命令，并在一个代理请求中保持绑定、准备、执行和清理。工厂接收同步入场；异步准备不保留该权限。事务和提交授权仍然检查实时源。当失败的原住民退休时，解决的结果在清理失败后仍然存在。当从属命令共享绑定或主机发布必须保持在相同的 FIFO 间隔内时，请使用 `run`。
内存缓存修剪、常设操作和会话协作写入（无需准备回调）使用该单命令路径。内存绑定重用规范连接的已安装策略。小源替换和嵌入缓存写入通过相同的逻辑删除、容量和提交检查在一个请求中携带有界内联批处理。较大的输入保留有界片段消息，并在工作内存中暂存第一个发布，直到结算，而无需 TEMP 表或暂存 SQL。这会用与该发布成比例的额外内存来换取更少的数据库调用；源大小没有新限制。常设意图安装使用已承认的 MAIN 架构事实，并仅在需要安装时请求写入事务。临时表无法重定向其规范架构安装。冷安装与业务运营分开进行。经确认的仅模式收据允许其下一次发送新的拨款；未知的写入结果永远不允许重播。
内存管理器保留来自其发布工作人员的索引元数据、块存在和修订事实。源和元数据写入使用现有的本机提交令牌返回这些事实；其他进程内写入通过数据库的写入收据使它们无效。下一次同步会刷新一个有界工作查询中无效的事实，然后将它们重新用于提供程序生成、索引标识和向量设置。出版工作人员重新创建时重用首次创建时捕获的连接策略。完全重新索引修订冲突和忘记会话检查仍保留在其提交编写者处。增量源发布返回其写入后事实，而无需在写入之前重读修订。会话逻辑删除一次加载到由会话和代理键入的已承认事实中。忘记写入器通过现有的事务感知事实传输发布插入的行；回滚会保留先前的视图，而模式重新创建会使其失效。原始成员资格读取使用相同的事实和有限的回复。普通会话删除仍然保留内存；只有显性记忆遗忘记录墓碑。架构、存储字节、持久性和更新行为保持不变。
普通的人类聊天在一个共享状态快照中准备初始技能选择和创作演示。两个消费者都保留原始请求者和 profile/library 无效检查。独立的空种子读取重用已承认的表缺失，而无需打开事务。挂起输入暂存在其写入事务内读取每个条目、成员资格集和挂起行，然后返回保留的行及其提交收据。结算后，主机将从该帖子中设置托管权。外部工作之前的准备工作与变更保持分离，事务和提交授权仍然检查实时权限。完成通过一次读取验证其保留的结果。
这些命令和读取整合不会更改架构版本、存储的数据、持久性、保留或权限合同。现有安装无需数据迁移；已发布的同步完成和模式入口点仍然可用。
在网关重新启动宽限期间，接受的发布序列保留其本机代理租约。当进程完成活动工作耗尽并开始关闭清理时，发布存储会释放保留的租约，而无需等待重新启动标记或外部清理。被接受的出版物仍然通过其原始作者进行结算；后期清理可以通过正常入场获得新的租约。存储关闭拒绝新的发布，加入已接受的工作和租赁释放，然后释放其数据库借用。正常的空闲退休和每个命令的权限检查保持不变；更新不需要架构或状态迁移。
接受的内存同步生成在异步准备之前通过最终发布和工作清理保留其原始物理执行器。 Capture 是 SQL-free 的，并且使本机打开变得懒惰，因此无操作生成不会读取连接编译指示或打开工作程序。关闭缓存读取、缓存写入和索引发布共享本机准入。每个命令仍然获取自己的 FIFO 轮次并检查当前事务和提交权限。同步生成之外的缓存发布存储保留普通的关闭发布行为；已解决的租约不会等待无关的清理。这既不会改变持久保留也不会改变更新行为。
因重新启动而中止的回复或其所属工作范围会立即释放其准入的数据库声明，包括在终端结算冻结回复取消之后，无需等待模型或工具最终确定。入学宣读已经尘埃落定。其他承认的工作保留自己的引用，最后一个借用者关闭本地工作人员并发布干净关闭收据。已释放的索赔仍然无效；回复完成后仍会在接纳继任者之前加入同一版本。重复释放不会产生额外效果。普通用户取消保留其原始清理生命周期。每个重新启动版本都会记录附加的运行 ID（如果可用）。
在取消运行和 ACP 会话排出后，网关的现有插件注册表所有者在加入连接和 SDK 清理之前开始内存管理器排出。在释放其数据库借用之前，内存仍会解决已接受的同步和发布工作。其他服务网关保留共享内存运行时。最终注册表、模型和共享状态退休将保留在现有清理连接之后，并消耗相同的内存消耗结果。
内存核心常备操作在获取数据库生成之前通过共享代理编写器排队。他们的连接绑定工作人员处理创建、列出、取消、匹配和生命周期维护。模式准备在业务事务之前单独提交，保留首次使用恢复。两个事务在突变和提交时都会重新检查原始调用者。范围匹配、FTS 扫描范围、火力预算和隐藏上下文限制保持不变。作者保留每个本机连接的下一个到期或重新配置截止日期。在该截止日期之前调用会跳过生命周期 SQL；创建、取消、触发和失败的事务使其无效。当没有活动意图时，相同的生命周期事实记录，因此匹配返回而无需打开事务或查询 FTS，直到突变使该事实无效。此缺席结果没有书面或外部效果授权；非空匹配保留事务并提交准入。非空活动集仍使用完整匹配查询和资格过滤器。重新打开连接会重新加载截止日期和主动意图事实。到期比较和触发行数字验证保留其现有语义。仅当完整的前一个和下一个字段集证明没有删除任何内容时，会话快照替换才会跳过缺失字段删除。显式清算和录入交易所有权不变。这些优化不会更改架构、存储的数据、保留策略或更新行为。冷代理开放和lease/bootstrap控制保留其现有所有者；此削减并不声称所有代理数据库工作都已离开主机线程。
内存核心原始记录和预留补偿使用相同的代理写入器和连接绑定工作器。回想一下，在发布或释放工作区锁之前，暂存、回填和合并等待其源写入。补偿仅从其原始数据库中删除插入的前缀；不确定的文件发布保留保留的谱系。缺少商店和不匹配的预检仍然没有创造。起源和墓碑列表、预订计划和修剪预检使用现有的内存检索工作人员和新的只读准入。每个读者通过现有所有者对故障进行分类，并在回复之前关闭，而无需创建、注册或迁移存储。现有池传输主要错误消息，而不是本机错误标识或嵌套原因元数据。调用者保留其捕获的路径，并在等待计划后重新检查写入权限。同步摄取过滤器消耗准备好的墓碑。 Forget 保留其提供的数据库借用，而连接绑定的工作程序则在一次编写者轮流下重新读取实时沿袭、提交逻辑删除并清除单独事务中的派生索引行。可选的模式准备在这些事务之前提交。仅在派生状态和文件系统清理成功后才会删除原始行。失败或不确定的本机结果将停止剩余阶段而不重播写入；显式重试仍然使用持久的墓碑和保留的血统。索引规划和向量检查使用相同的检索工作器和捕获的存储目标。索引记忆文本保留在该读者手中；主机仅接收选定的块标识、源路径和计数。预览仍然是非创建的，本机矢量检查在回复之前关闭其检查和只读连接。 Forget 的语料库发现请求只读元数据，而无需未使用的转录本修订。持久会话摘要使用现有的保留历史工作者，保留捕获的商店选择和分类，而无需可写引导程序。同步语料库调用者和进程保存的转录本保留其现有所有者。冷引导保留其现有所有者。架构、存储格式和更新行为保持不变。
内存梦想和回填在现有历史读取器中跨文件系统发现保留选定的物理语料库文件。显式捕获物理源的读取范围在异步准备之后和公开或可写许可之前重新检查其保留的身份。拒绝删除或替换的文件，无需重复架构或完整性验证；普通的准入查找继续重用其保留的事实。在现有语料库和逻辑删除准备之后，他们的最终摄取策略决策仍然是同步的、有界的一批精确源元数据。忘记的来源和禁用的策略不需要读取元数据。原始同步 SDK 编写者不会发布完整的撤销事实，因此准备好的元数据无法取代此最终防护。一旦原始作者被删除并且所有者出版物涵盖所有撤销，就在下一个插件 SDK 主要中退休本机守卫。确切的 agent/store 范围、缺失存储行为、架构、存储字节、保留和更新行为均未更改。
生成的嵌入缓存发布使用现有的内存发布工作线程和捕获的发布数据库，包括在影子重建期间。其本机事务在保留缓存容量和写入向量之前排除逻辑删除会话。当不相关的源发生变化时，内容寻址的缓存条目仍然可重用；缓存写入和清除不会比较索引修订版。冲突的维度在操作返回之前使生成无效，即使清除失败或丢失回复；错误仍然会传播而不会重播。工作人员拥有的暂存保留缓存二进制值，并在结算或所有者关闭后被丢弃。源文件检查保留在主机上。缓存修剪使用相同的工作线程进行实时计数和最旧行删除，并在每批最多 100 行之前重新检查事务。主办方发布批次间的入场券和收益；仅在确定的预输入锁定失败时重试。已发布的源哈希、块、嵌入缓存行、会话逻辑删除和 index/source 快照使用现有检索工作线程的只读连接。它们保留其物理源和调用者生命周期，而不保留代理写入器 FIFO。私有影子数据库保留其发布工作人员和私有队列以供读取您的写入。两个适配器都使用相同的读取内核。影子会话发布在原始发布的工作线程中准备其当前的逻辑删除谓词，同时通过提交保留工作区锁定。普通发布仅在其提交事务内检查该谓词。影子的空墓碑表永远不会授予发布权限。冷开仍然是单独的工作。架构、缓存保留和存储格式保持不变。
仅会话词汇搜索在一次检索请求中返回命中并调用元数据。进程中的 reader/writer 队列命令检索和发布，工作区队列命令源突变和通过结算忘记。重建和提供程序恢复在等待之前释放读取槽，然后准备新的结果。取消并关闭加入已接受的工作。这些队列不协调外部进程：CLI 和维护编写者必须使用网关或在其停止时持有独占所有权。混合搜索和语义搜索保留其最终的异步元数据读取器。无架构、保留、持久性、SDK 或更新迁移更改。
内存索引构建和影子重新索引通过同一发布工作人员承认其模式。每个内存数据库所有者保留其承认的 FTS 事实；管理器从不重复存储或 STRICT 架构检查。准入捕获原始文件身份并检查 BEGIN 之后和 COMMIT 之前的当前主机权限。同步 SDK 模式助手仍然可供独立调用者使用，并在提供时加入工作线程的现有事务。发布所有者准入会在接受的同步获取其保留的执行者之前关闭其临时客户端，从而保留关闭解决方案。丢失存储状态携带空索引事实，而不构建内存中模式或创建持久存储。医生维修和代理迁移保留其现有所有者。更新使用相同的架构、迁移规则、存储字节和严格的漂移拒绝。
导出的 `OpenClawAgentSqliteWorkerStore` 类型保留现有适配器的 `run` 和 `close` 合同。工厂推断返回类型还提供类型化单命令 `execute` 方法。
当丢失的存储进入创建准入或现有存储开始其实际注册事务时，代理注册使发现无效。经过验证的本机重新打开会使发现快照保持最新状态。主机在每次通知后重新检查源并解决尝试注册的问题，即使其提交收据不可用；提交的拓扑发布保留原始共享状态生成。
当经纪人在没有承诺工作或清理失败的情况下确认结算时，在本机打开之前拒绝的调用者不会退出其他捕获的借款人。其失败的本机生成在另一个操作可以打开本机生成之前关闭；被拒绝的操作不会被重播。不确定的结果和清理失败使用现有所有者的退休和恢复路径；替换工作等待成功的清理，并且显式撤销仍然是终端。通过其他注册路径借款遵守执行人的单一维护索赔。别名注册保留清理定位器，而不创建独立的维护所有者，因此嵌套范围无法关闭其父级保留的执行程序。
个人技能库目录、修订公开和新选择读取使用共享状态读取工作器。主机在屈服前捕获实体商店、个人资料和角色权限；准备好的默认值和激活在会话准入提交之前检查库编写器提交的修订。本机库写入在观察者之前发布该修订版本并在回滚时保留它。复制的持久会话引脚保留其现有的修订访问权限。发布的同步技能命令和harness工具表面 SDK 保留了其原生元数据读取器；网关状态、嵌入式技能准备和沙箱同步使用准备好的读取。期待已久的利用工具构建还通过该读取器准备不可变的库条目，并将它们直接传递到资源发现。缓存逐出无法通过同步 SDK 适配器路由此路径；在发布工具之前会检查运行权限、数据库准入和物理源身份。导入、上传和变更使用类型化的共享状态编写器命令。文件在其 SQL 引用之前发布；失败的 SQL 与以前一样保留不可变的未引用修订文件。事务重新读取修订版 CAS、配额、到期日和配置文件所有权，并在事务和提交时使用实时主机授予。本机收据在作者 FIFO 内发布现有选择权限修订，包括丢失回复后；未知的结果永远不会重演。数据库紧密连接接受的突变。工作区创作警卫保留其现有所有者。架构、配额、保留、发布安全检查和更新行为保持不变。
委托工具构建在组装其权限姿势之前，通过现有读者准备沙箱分类和执行批准。每次构建和权限刷新都会从其捕获的物理存储中读取当前策略；没有运行范围内的批准快照。准备后重新检查来源和运行权限，不可用的批准状态仍然阻止执行。捆绑工具工厂等待准备；已发布的同步harness工厂仍保留已弃用的 SDK 兼容性路径，直到下一个插件 SDK 主要版本为止。架构、存储字节、权限、保留和更新行为保持不变。
通道配对白名单准备使用现有的共享状态读取器。异步 SDK 读取器在生成之前捕获物理存储并读取继承的发现快照之外的当前行。 Ingress 在准备后保留其通道和消息权限检查。读取器保留帐户规范化和条目顺序，传播准入失败，并在其传输关闭之前加入已接受的读取清理。缺失状态不授予任何权限，也不初始化数据库； boot 和 Doctor 保留初始化。发布的同步 SDK 读取器仅保留其本机白名单查询。通道请求、修剪、批准、解雇和许可名单突变使用现有的共享状态编写器并在屈服之前捕获物理存储。批准适配器在写入事务之外准备选定的行；工作人员在使用请求并添加批准之前重新读取确切的当前选择。准备工作使用现有的只读准入，事务在一个语句中读取两个行族。不需要修剪的丢失请求在返回之前仍会检查本机写入所有权和主机权限。准备后以及事务和提交准入时检查主机权限。写入保留帐户规范化并仅更新更改的行，而不是替换整个通道快照。没有架构、保留、持久性、权限或更新迁移更改。
持久副本写入锁保留共享代理写入器以进行读取和回调结算。读取携带精确的存储字节和行序列；编写器在其同步事务中重新检查这些快照、待输入托管和准备好的源谓词。每个追加都有自己的确认收据，并且在编写器发布之前发布成功的回调通知。不透明的持久同步SDK方法和授权回调以及承认的维护保留了本机适配器。隐身模式使用记忆演员。未知的写入永远不会重播。自定义 JSON 值通过消息准备保留在主机上；工作人员接收身份字段并接受序列化 JSON。准备重放、待输入提升和抑制不会序列化丢弃的输入。普通重播继续比较候选有效负载。
本机转录锁通过回调完成序列化接受的读取和写入，并在释放保留之前加入其结算。等待消息准备捕获 SQL 之外的物理存储和抄本版本；只有新的插入才会重新验证本机事务中的准备工作。重播和接受输入保管保留其原始决定。已发布的同步准备回调仍然是已弃用的锁定上下文合约。此先决条件不会更改架构、保留、持久性或更新行为。
## 携带事实，提交后发布
通话语音准入、查询绑定、工具效果、记录簿记、关闭和摘要确认均使用现有的代理执行器。每个操作都会保留其物理存储，在工作事务中重新读取其语音记录，并在相关工作之前发布已确认的事实。请求和会话权限在发送前准备好；会话创建通过现有授权所有者发布其提交的身份。提交工作人员检查同存储谓词；已发布的自定义存储共享源承认一次反对共享所有者的当前条目和会员信息，而隐身源则使用提交的内存参与者信息，而无需在授权范围内打开读者。来自已发布的 v2026.9.8 网关 SDK 的不透明同步 `sessionMutationCommitGuard` 和未分类的 `hasCurrentClientAuthority` 回调（包括通过语音替换保留的防护）通过相同的 FIFO 和突变内核保持本机语音准入。这些回调可能会读取 SQLite 并在本机准备和提交过程中保持活动状态。普通准备的网关请求使用工作器，包括具有完整所有者发布的外部共享源。允许的跨商店持久语音写入可能会在会话或会员资格撤销后完成；一旦撤销开始，新的准入就会失败。披露、凭证移交、工具启动和外部发送仍会在生效前立即检查实时权限。隐姓埋名的消息来源将承诺的记忆演员事实传递给持久的声音所有者。未覆盖的外来谓词和不透明的 SDK 组合保留本机准入并在本机突变之前和之后使用它们保留的连接；同存储谓词使用该事务的连接。这可以通过同步 SDK 写入器保留事件循环原子性，而无需重新打开源读取器或在写入锁定下发现模式功能。这些最终的本机权限检查将一直保留，直到已弃用的同步 SDK API 被删除且所有者出版物完全覆盖撤销为止。本机 SDK 打开将其承认的文件身份交给同一执行者；拒绝工人在交接前准备完成清理工作。固定存储保留其物理模式所有者，独立于逻辑代理路由。即使在重用写入器时，每个 create/resume 操作也会检查其自己的当前权限。非不透明的本机操作使用现有的运行时准入所有者在工作线程中准备冷目标。 Bootstrap 授予检查物理监护权、生命周期和准备好的请求者权限；在准入后和本机写入之前，会重新检查完整的本机源权限。当工具调用请求携带不透明的 SDK 回调时，它们还会通过该工作人员所有者准备冷目标。这些回调在主机上准备之前和之后运行，外部工作人员准入补助金。谈话条目设置在现有条目编写器中使用封闭的初始化操作。冷准入保留原始执行者，并将其公认的物理源交给进入操作。完整的选择者家族清单符合最初缺少的后缀；稍后的文件出现或别名更改会拒绝写入。已经承认的会话可以重用其绑定身份，而无需进行无操作进入事务。条目 COMMIT、源录音和发布保留在语音允许之前，因此稍后的语音拒绝不会回滚创建的聊天。封闭的同店条目初始化将共享所有者的授权带入该条目事务中。在突变和提交之前，赠款会检查其当前的条目和成员身份事实；它不会在写入之前和之后准备单独的历史快照。谈话呼叫者在下一次发言之前重新检查实时权限。通用补丁保留其源更新，并且每个新的授权仍然准备新的配置文件权限。只有在同一锁定事务中读取的行才会被重用。同店对话创建和咨询注册通过现有的共享授权消耗来自语音交易的条目和会员信息，无需单独的计划读取。创建保留其授权并借用公认的本地句柄，以便在工作人员安装后（ACK 之前）进行新的精确权限检查。最后一个守卫检查当前所有者状态；交易事实和显示预测无法取代它。新创建的会话在发布之前将提交作者的物理源传递给授权，而不是在等待后重新发现它。咨询注册通过队列和提交保留请求者、会话源和接受工作权限，然后在执行开始之前发布其运行绑定。聊天支持的中继使用相同的注册一次，携带中继的实时取消栅栏。仅终身注册保留直接工作路径。本机咨询在等待语音注册之前安装其聊天控制器，因此状态修剪无法丢弃挂起的运行。其精确的控制器和生命周期生成通过后端准备保持最新；注册失败会释放该控制器，但不会删除相同的 ID 后继控制器。客户端工具调用通过遗留选择和聊天调度携带其承认的物理语音源。中继注册和取消检查捕获的控制器的身份、中止状态、清理状态和生命周期生成。中继通过合并创建、注册、转录队列和关闭保留其创建者的物理源。只有该创作者才能发布其公认的来源；创建完成后，后续操作会从该来源借用作家。接受的结算涵盖了这些等待和提供商最终的回调。已知的创建失败可能会保留创建者承认的数据库，而未知的结果仍然不可重播。排队的咨询重播无法重新安装已退役的运行绑定或释放其替代品，但仍会解决已接受的效果并重新装备已关闭调用的摘要。咨询业主复用还匹配攻克实体店；显式源描述符保留自己的准入和路径检查，包括文件别名标识同一存储的情况。浏览器创建同样通过提供程序回调和启动清理保留其原始源。 Close 在决定是否持久保留逻辑关闭之前，将创建的已确认身份和资源释放结合起来；提供者拆卸可以在创建解决时开始。替换数据库永远不会成为清理目标。浏览器在准备就绪后获取已发布的源，并通过注册和执行保留它。在资源释放挂起之前，中继注册会通过运行绑定发布其清理句柄，因此取代或失败的注册仍然会撤销其接受的绑定，而不会影响后继者。转录失败保留在错误追加之前保持持久。同店追加和成功簿记一起提交，然后观察者使用公认的文字记录和语音事实。在选择原子追加之前，不明确的自定义选择器会通过现有读取器解决。省略的转录路径从对话代理和捕获的环境中解析出来，独立于保留的语音元数据路径；只有选定的物理身份才能建立共享语音存储。网关关闭拒绝新的簿记并加入独立于调度程序取消的接受的持久性；未知的写入结果永远不会授权自动重播。语音元数据保留其持久的代理存储，而隐身转录则使用记忆参与者。现有的同步工具策略和预后端准入检查保留其最终权限读取。所有者写收据使进程中状态无效；语音防护不添加外部提交新鲜度探测器。架构、存储格式、保留、持久性和更新行为保持不变。语音生命周期所有者等待每个来源和作者的发布。它在确认成功后报告清理失败，而不丢弃已提交的结果；主要故障保留其原因，包括不得重播的未知写入结果。
成绩单附加收据带有主播的成绩单版本并承认阅读修订为光标和快照出版物。未更改的同步事务会重用这些后图像；稍后的本机写入、授权者或不可用的活动投影使用普通读取器。原子多消息轮流仍然从最终分支解析其光标。生命周期更新插入同样会重用其经过事务验证的存储条目，除非重置边界介入。待输入保管会在其匹配的修订版上消耗该交易的已提交条目后映像，并读取现有快照中的当前成员资格，而无需嵌套保存点。会员发布、心跳声明、维护后计数、持久追加障碍和事件排序均保持不变。这不会更改架构、存储字节、保留、权限或更新迁移。
会话条目替换收据包含提交工作人员的最终条目、成员资格、类别、参与者、董事会出席情况和活动水印事实。现有的居民区和紧凑的成员预测在公众观察员竞选之前就采用了这些事实。部分或不确定的收据使未发现的事实无效；被取代的发布无法恢复较旧的行或已撤销的成员。 ACP 写入仅发布自己的元数据，包括显式缺席，并且挂起的写入使该方面无效而不宣布提交。当需要共享 ACP 和存储库事实时，通过现有共享状态读取器一起准备两者。这些呈现事实保留其事件驱动的生命周期；他们从不授权以后的效果。保留的数据库行事实因其所属作者的收据而失效。架构、存储字节、权限、保留和更新行为保持不变。
活动回顾状态和自动化成员资格在更新其内存所有者后发布其演示范围并验证未更改的存储事实。驻留行从保留的数据库事实中重新具体化这些字段，而无需其他代理或共享状态读取。这些通知无法证明缺失的事实或清除先前的存储失效；成绩单、条目、ACP 和实体店更改保留其自己的失效合同。新的数据库读取和最终权限检查不使用这些呈现事实作为新鲜度证据。输入结算在其持久性和清理所有者完成后发布运行时活跃度，保留现有的合并事件准备和任何挂起的存储刷新。这些证书保留待处理的收件箱解雇权限；真正的共享或身份变更仍然会在现有作者的交易承认之前撤销它。
当提交的条目没有活动摘要时，记录通知会保留完整的驻留元数据。他们仍然撤销飞行中的读取并刷新可选的成绩单预览；带有摘要的行重新获得其水印。进入、分享、ACP、拓扑发布保持各自独立的失效合约。这些保留的事实是表示输入，从未被读取或执行权限。
本地安置索赔和释放收据包含现有交易中的完整安置、移动、环境和工作区结果预测。该投影取代了收据的待处理结果查找，并让常驻行使用已确认的事实，而无需其他工作人员请求。出版物绑定原实体共享商店；介入的出版物和不确定的解决方案将其丢弃。远程启动准备仅在第一次准入等待之前消耗其已准备好的待处理结果事实。稍后等待刷新它们，并且索赔交易仍然检查实时所有权。架构、存储字节、权限、持久性、保留或更新行为不会发生变化。
安置机构所有者最多保留 256 个准确的本地会话预测，包括缺席的安置和一份维护保存清单。提交的索赔和释放收据将取代本地投影，然后返回给呼叫者；其他放置和工作区写入使其无效。非本地放置更改使保存清单无效，而普通本地声明则使其保持当前状态。待定或不确定的写入和数据库停用保留现有的权限检查。远程环境投影仍然可以通过其所有者直接读取。驱逐只需要另一个工人阅读；它不会改变持久所有权。
放置 `get` 和 `getMany` 现在仅读取该收据所有者；冷或无效条目需要 `getAsync` 或 `getManyAsync`。同步清单、报废和重新启动清理方法会拒绝调用其等待的替换。捆绑调用者使用工作器，包括工作区结果发现。回合索赔验证使用实时收据事实，无需 SQL。现有的工作区预留租约仍然是排除所有者，并且承诺的放置写入会撤销准备好的权限。架构、存储字节、持久性和更新行为保持不变。
会话观察者准入、发布、终端综合和伴随快照读取现有网关会话工作线程查找。每个观察在排队之前捕获其配置和物理源，并在稍后的权限边界获取新行。活动保留FIFO顺序；重置通知会立即屏蔽未决的阅读，并且发布会在准备后重新检查当前生命周期和受众。摘要持久性使用现有的代理工作线程补丁防护在事务验证期间和提交之前重新检查保留的主机权限。观察者接受通过其同步消费者保留了原始数据库生成和写入者FIFO。本机突变见证人拒绝干预同步 SDK 重写，并且数据库关闭会在披露之前撤销挂起的读取。后台摘要持久性进入发布者异步上下文之外的观察者自己的工作范围，因此其写入获得自己的 FIFO 准入，而不是借用同步读取者的许可。网关关闭拒绝新的观察工作，并在关闭数据库工作人员之前加入已接受的读取并消化持久性。接受的持久性不会继承调度程序取消，并且失败的写入回复永远不会授权重播。已发布的同步观察者方法仍然不推荐使用 SDK 适配器；捆绑呼叫者使用他们等待的同伴。实时回复挂钩和通道详细回调同样使用新的工作读取，同时保留已发布的同步合约。架构、保留、持久性和更新行为保持不变。
本地沙箱投影行和存档收据使用现有的共享状态读取器和写入器。协调通过 Git 准备、文件系统效果、发布和清理（包括缺席行检查）保留其物理数据库和可更新租约。分配和搬迁租约随该监护权一起转移；工作人员在事务和提交准入时验证其当前所有权和注册表谓词。效果防护在相同的实时租约下消耗已确认的行，而无需重新读取网关上的投影 SQL。待决的参考文献和期刊保留其现有的恢复顺序。本机提交收据无需重放其写入即可恢复丢失的回复；未知的结果拒绝进一步的影响。工作树关闭前奏会拒绝新工作并在释放租约和数据库工作人员之前加入已接受的持久性。架构、存储字节、保留、公共 SDK 合约和更新行为保持不变。
系统代理日志等待转录轮转、重置标记，并通过现有的共享状态工作人员进行尾部读取。每个请求在等待序列化轮次之前都会捕获其原始存储。在丢弃实时引擎之前重置会持续存在，并且在回复和关闭释放其所有者之前接受的历史写入会稳定下来。问候语审计扫描在一个工作请求中保留其跨分页的源，并仅返回现有序列和编辑事实；缓存更新和传送确认会比较工作事务内的当前有效负载。仅确定比较冲突重试，最多四次；失败的读取永远不会推进审计游标，不确定的写入永远不会重播。在文件系统读取并在事务和提交准入时重新检查其健康所有者之前，配置观察会捕获其审计编写器。冷同步配置加载保留本机审核注册；医生和更新检查保留本机尾部读取。架构、审核收集和保留、存储的有效负载、提示字节和更新行为保持不变。
GitHub OAuth 协调使用异步配置加载器进行持久配置读取。通过发布的同步 `getRuntimeConfig` API 和独立的新配置加载，仍可实现本机运行状况观察和恢复；固定的运行时读取不会进入其中。医生、更新检查和迁移 import/checkpoint 恢复保留其本机审核存储操作。即使它们捆绑的异步调用者在工作线程中执行相同的操作，这些共享内核仍保留在保守的静态清单中。
在等待运行时配置发布之前，Claw 同意来源通过共享状态读取工作程序加载，包括启动和机密重新加载。独立代理命令在激活之前准备相同的事实及其秘密快照。后期准备器注册和同步快照设置器仅将候选者绑定到所有者的缓存事实，当这些事实不可用、不匹配或遗留时，会失败关闭。提交的 Claw 写入和数据库生命周期事件会更新或使这些事实无效。准备好的工具构造在其捕获范围内使用相同的事实；打开另一个句柄不会刷新它们。
回复调度通过现有共享状态读取器准备机器拥有的 TTS 首选项路径，并通过资格检查、传递回调和提示组装来携带它。丢失状态是一个准备好的事实，因此以后的消费者不会回退到主机 SQL。独立提示符、ACP、cron 和消息操作准备使用相同的读取器。配置和环境路径优先级保持不变；首选项文件内容仍会在其现有读取边界处刷新。发布的同步 TTS SDK 帮助程序保留其兼容性合同。这不会引入架构、存储数据、保留或更新更改。
设备加入代码注册和兑换使用现有的设备配对工作器和 FIFO。设置RPC在准备设置有效负载之前捕获其物理存储和请求者权限；公共 HTTP 兑换在等待其速率限制轮流之前捕获商店。交易和提交拨款重新检查那些捕获的所有者。选择和删除仍然是一项同步事务，只有在确认刻录后才能对格式错误的有效负载进行解码。在披露已确认的结果之前，会重新检查到期时间。未知的结果永远不会重演烧伤。 HTTP 响应形状、无存储缓存、过期、限制、模式和更新行为未更改。加入操作会确认自己的结果，而无需扫描或重新发布不相关的配对设备记录。
持久进度卡替换和条件清除在共享代理编写器上使用窄适配器。主机在等待之前捕获会话、物理存储和输入；工作人员重新读取当前修订并在一个同步事务中保留清除的逻辑删除。事务和提交授予重新检查当前调用者权限。只有确认的结果才会到达网关广播；未知结果永远不会重播或回退到主机 SQL。请求生命周期在数据库拆卸之前加入接受的持久性，独立于调度程序取消。 Incognito 使用记忆演员；持久原子重置保留其现有的行内核。不需要架构、SDK、保留、持久性或更新迁移。
本机创建、采用、压缩和子生成信号使用现有的共享状态编写器。他们的呼叫者在释放他们的生命周期之前加入录音；嵌入式压缩通过其订阅事件链加入。已确认的通知先于有界修剪，并且未知的信号结果永远不会重播原始操作。剪枝通过工人解决保留了环境观察失效，并保留了 30 天和 50,000 行的界限。通过同一个写入器重置和删除清除信号行和游标，保留其生命周期栅栏和原始物理存储直至结算。通过清理结算，环境手表读取器将失效。删除仍然在信号清理之前同步移除其上游链路；已发布的上游链路 SDK 迁移仍然是单独的。架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。
就绪后通知恢复通过共享状态读取器读取挂起的监视，并通过会话读取器捕获每个监视的物理源。事务重新读取游标水印并存储绑定；事务和提交授予重新检查原始观察者身份和主机权限。只有已确认的行才会返回到系统事件队列。现有的启动尾连接在数据库拆卸之前接受恢复，并且不确定的写入永远不会重放。扫描保留其修剪策略并且不需要更新迁移。恢复还接受没有首次使用观察者存储列的旧存储，并让该列不存在，直到功能写入需要它为止。
观看会话提示准备通过共享状态读取器读取环境目标，并通过会话读取器读取确切的标题条目。它在让步之前捕获两个存储，通过披露重新验证保留会话读取器，并在加载标题后重新检查调用者和观看者。实时转弯、压实和捆绑harness等待着同样的准备工作。已发布的同步 SDK 帮助程序仍保持已弃用的兼容性；异步路径永远不会回退到主机 SQL。已排序的行、二十行上限、标题截断、提示字节和更新行为均保持不变。
提及收件箱快照和突变使用现有的共享状态工作人员。收件箱保留策略和一次性索引，序列化其操作，并准备针对独立预测的突变。作者重新读取其事务内的当前修订和序列；冲突返回新的持久事实以供准备。被解雇的收件人仍然是重播墓碑。只有确认的提交才会安装准备好的索引。未知的结果会使工作人员读取的预测无效，并且永远不会重播突变。 RPC 重新检查当前调用者访问并在准备后同步发布其响应。延迟提及通知在最终实时检查之前准备持久的事实。计划程序关闭拒绝新的收件箱工作；已接受的 FIFO 工作保留了自己的异步结算范围以及当前的数据库和访问保护。网关关闭前奏在工作器拆卸之前加入了这项工作。在关闭共享池之前，共享状态资源注册表也会加入收件箱。未知的结果仍然不会重播，并在重新打开时从持久状态重新同步。会话参与仍然由会话所有者保留，在共享状态事务之外。配置文件策略和现有会话权限读取保留其当前所有者。架构、存储字节、容量、保留和更新行为保持不变。提及存储 SQL 现在仅存在于 `mention-inbox-store.worker.ts` 中。同步 `MentionInbox.list`、`dismiss`、`recordCommittedInput` 和 `invalidate` 签名仍然是已弃用的 SDK 成员，但其本机持久性实现已停用。列出并驳回返回的迁移定向 `UNAVAILABLE` 结果；记录和失效会引发迁移导向的错误。所有捆绑的调用者都使用相应的 `Async` 方法。没有同步调用将未观察到的写入排队。删除本机编写器还会删除主机的本机修订仲裁：一个 FIFO 应用已确认的工作人员收据，而工作人员的修订 CAS 仍会协调其他进程内收件箱所有者。
个人模型帐户成功和故障转移失败簿记在现有 `authProfiles` 共享状态工作线程中使用类型化缩减。主机在提供商检查或作家准入之前捕获实体商店；同步事务重新读取当前使用情况并拒绝更改的凭据。主机和工作线程都使用相同的使用减速器，并且提供者观察保留其凭证和块生成检查。事务和提交授予重新检查活动主机权限，无需调用者线程 SQL。确认使用仅返回到所选回合；个人凭据和选择永远不会进入共享轮换。运行后成功仍然是非阻塞的，而维护关闭则加入接受的簿记。个人 OAuth 刷新在提供商准备和结算过程中保留相同的物理共享状态参与者。现有作者在其交易中比较原始凭证和使用后图像；只有其确认的提交才会发布确切的替换内容。确定的冲突拒绝陈旧的更新，不确定的结果永远不会重播。个人凭据从不扫描共享或代理刷新对等点。最终凭证接受保留写入者的 FIFO 和本机事务，同时检查当前 pin 权限，包括保留的同步 SDK 写入者。呼叫者取消会停止观察，而接受的解决方案会在工作人员拆卸之前加入。架构、凭证字节、保留和更新行为保持不变。
个人帐户清单、重新连接准备、连接、选择和取消链接使用现有的共享状态配置文件工作人员。网关在屈服之前占领实体商店；提供者身份比较在 BEGIN 之前运行，工作人员在事务内再次比较当前凭证和选择。事务和提交授权消耗该事务中的当前参与者角色行，同时网关重新检查原始连接、操作和实时角色策略。 Control-plane 回复仅包含帐户摘要和链接，阅读后会重新检查披露权限。在结束前奏释放工作人员之前，接受的持久性得到解决，与提供商 I/O 取消无关。丢失的回复永远不会重播写入。实时帐户密码准备通过该工作人员读取当前所有权，在读取之前锚定到配置文件所有者的身份修订。最终检查会消耗当前所有者持有的权限，而无需 SQL。默认链接更改保留显式引脚；身份转移和商店退役会撤销它们。 Doctor/merge 内核保留其现有所有者。架构、凭证字节、保留、RPC 信封和更新行为保持不变。通过 2026.9.8 网关插件 SDK 提供的同步 `modelAccountConnectService.listLinks`、`link`、`unlink`、`list`、`select`、`status` 和 `cancel` 方法保留他们的本机存储内核通过下一个主要插件 SDK 不再兼容。他们的同步SQL站点仍然存在T1债务；核心和捆绑调用者使用相应的 `Async` 方法。 [SDK 迁移指南](/plugins/sdk-migration/how-to-migrate#await-personal-model-account-operations) 记录了未更改的同步签名和计时、每个插件的警告和删除门。
仅消息工具完成记录使用共享的每个代理编写器。主机在等待之前捕获原始存储并运行事实；配置存储发现使用现有的读取器。首次使用模式准入在结果插入和有界修剪之前单独提交，并在每个事务和提交时使用当前主机授予。录音保留代理写入者的 FIFO 并在回合返回之前稳定下来。失败仍然是尽力警告，并且永远不会重播模型或工具操作。隐身端数据使用内存参与者。模式、结果语义、10,000 行界限和更新行为保持不变。
沙盒浏览器工作区预留、activity/port 更新插入和浏览器行删除使用现有的共享状态编写器。精确代退休共享在其事务内排队并验证检查的分配。每个命令在屈服之前都会捕获其数据库和输入；工作人员重新读取当前行并保留其创建和图像字段。删除共享写入器 FIFO，因此较早的排队活动更新无法恢复已删除的行。浏览器分配等待保留，并且 transaction/commit 授予保留实时工作区断言。该断言仍然执行现有的同步会话和工作树权限读取；其他所有者仍保持单独的迁移工作。架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。
工作区快照和条件别名注册、第一个写入器设置合并以及精确的过期状态删除使用共享状态写入器。只读快照保留现有读取器。主机在等待之前捕获物理数据库和文件系统证据，在事务和提交准入时重新检查当前权限和工作区身份，并在交付后验证证据。本地准备、同意的引导种子、沙箱复制和开发模板发布共享由解析的文件系统目录键入的 FIFO。每个调用者在等待时保留自己的路径身份、选项和权限；不同的目录保持独立。前任可能会创建最初不存在的目录，但现有目录标识和别名目标仍保持固定。队列通过结算保存已承认的文件系统和工作人员操作。沙箱复制及其后续准备保留相同的队列槽。工作区将 SQL-free 主机权限与序列化恢复保留谓词分开。共享恢复读取器在提交之前评估工作线程事务连接上的谓词；拒绝保留调用者的重复代理错误。创建守卫永远不会从主机授权中递归读取该数据库。主机文件系统突变在等待准备之后和每次效果之前立即保留一个单独的恢复感知回调。在所有工作授予之外，它通过现有的当前只读连接使用相同的恢复内核。当工作线程拥有缓存的写入器时，这些主机防护明确允许本机读取，从而避免每个文件突变的快照子进程。工件保留范围和模式准入读取仍然选择私有快照；当前的守卫从不重用继承的发现快照。到期会重新读取当前设置和证明行，保留 24 小时和未来时间戳保护。即使普通结果交付失败，本机提交收据也会停用存储的工作区的文件缓存；不确定的写入永远不会重播。显式工作区停用使用与删除所有者的当前日志和租赁谓词相同的编写器。它在文件系统删除后保留捕获的别名身份，永远不会重新创建不存在的状态数据库，并且仅在确认提交后才停用文件缓存。医生搬迁保留其原生事务。架构、保留、持久性和更新行为保持不变。
会话分支摘要在主机中保留紧凑计数、标题及其附加证书，由数据库路径和会话密钥作为密钥。如果没有主线程 SQLite 读取，数据库所有者的写入收据将使该缓存无效。维护工作人员选择当前会话并读取与分支图相同的快照中的副本水印。它仅针对相同的物理数据库和记录扩展先前的摘要，因此工作人员退休不会丢弃缓存。并发写入可能会在快照传送时完成；它的收据使下一次查找刷新。工作人员还在会话准入之前采用主机的实时数据库验证收据，保留挂起的行检查，而无需重复整个存储验证。分支读取共享现有维护读取器的预热、五分钟空闲窗口、数据库保管和内存压力退休。他们不再在短暂的闲置间隙后启动专门的工作人员，并且前台历史记录保留其单独的读者。分支标识和生命周期读取使用元数据，而不加载已保存的提示或差异快照。在完整扫描验证唯一索引身份和向后祖先后，线性存储的附加（包括元数据）从新的序列范围扩展活动摘要。验证附加导航后，标题选择将按最新的顺序读取邮件正文，并在第一个可见的非空标题处停止，在找不到标题时保留前一个标题。重写、导航更改以及遗留或不规则图形使用完整的扫描仪。首先读取仍然随转录本长度缩放；缓存的追加会使用新条目和分支计数刷新比例。启动和内存压力退休仍然需要创建工人。不需要架构、存储的记录、数据保留或配置更改。
代理捕获会话、事件、有效负载压缩、查询和清除操作通过共享状态工作线程执行。捆绑的 HTTP 和 WebSocket 捕获调用程序使用异步操作。每个接受的捕获通过响应正文最终确定保留其原始数据库准入，并在关闭数据库之前有序 CLI 和网关关闭连接捕获写入。只读捕获检查保留缺失状态和源伪影行为。已发布的同步代理捕获 SDK 仍然是已弃用的兼容性路径；捆绑的调用者使用工作 API。架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。
每回合重新启动准入、运行时选择和初始布局布线都会通过现有布局投影进行读取。工作器推理选择也会等待该投影，而不是在模型回退准备期间打开同步放置读取；它保留当前环境和执行策略检查。读取保留原实体存储；准入和初始路由还保留可撤销的放置观察，直到调用者使用该事实。相反，回复入场会保留当前的放置事实，并在前一回合的声明发布待决时加入现有作者。同一目标的索赔获取和释放不会拒绝后续；更改的目标、会话、源、生命周期或放置服务仍然有效。后来的执行主张仍然具有权威性。严格快照读取准备失败关闭。如果除工具权限之外的同会话放置发布在投影读取运行时提交，或者在返回时仍处于挂起状态，则所有者将释放观察并以 `Session placement authority changed` 拒绝；它既不等待结算也不重复读取。因此，此时前一回合的完成或前进的设置可能会拒绝下一回合，该回合明显失败并且不会自动重试。这是一个公认的尽力而为的权衡：窗口是单个工作线程读取，初始执行路由、文件读取和沙箱准备在使用它时重新检查相同的观察结果，因此仅重复读取不会消除竞争。未知的出版结果、取消和商店更换也会拒绝阅读，并且已经提交给消费者的观察结果仍然是可撤销的。聊天准入在准备后重新运行其会话、预订和呼叫者检查；回复准入会在工作人员读取后重新检查其会话和生命周期。运行时选择是一个准备好的默认值，可以容忍设置和前轮发布；安置索赔作者仍授权执行。其他放置生命周期读取使用相同的所有者；已弃用的同步放置方法会如上所述消耗收据或拒绝调用。不需要架构、保留、持久性或更新更改。
环境协调仅通过共享状态工作线程和现有环境索引读取其确切的放置所有者。每个排队环境在提供者检查之前都会进行当前读取并拒绝重复的所有者；闲置通道不再实现每个环境的完整放置投影。架构、存储的字节和更新行为保持不变。
会话维护在生命周期或条目替换工作人员准入之前通过共享状态读取器准备放置保留。来自展示位置授权所有者的扫描范围内的观察会限制新创建的展示位置、待决的突变、不确定的结果和实体店更换。事务和提交授权会消耗这些准备好的行和环境所有者的当前库存，而无需 SQL 或工作人员请求。确认回滚恢复观察可用性；承诺的非本地安置变化需要在补助金之外进行新的准备。本地放置声明获取和释放仅当先前放置和分阶段放置都是本地或不存在时，此库存观察才有效，因为保存扫描不包括本地放置。进入或离开非本地安置的过渡，包括不确定的结果和未知的先前状态，仍然受到限制。每次会话的观察结果仍然会限制这些出版物，而远程执行人员的安置仍然会受到库存限制，即使他们的轮次声明有本地所有者。准备好的监护权持续到结算。持久的本机 SDK 和离线维护保留其现有的同步事务视图。 Incognito 使用承诺的记忆演员事实。条目替换使用注册工作人员准备的后代选择和实时进程内后代防护，无需第二次持久摘要扫描。架构、保留、持久性和更新行为保持不变。
布局轮声明和发布通过共享状态编写器执行，包括其协调器获取。本地轮流保留持久的声明：云调度关闭入口并在准备工作空间之前加入他们的解决方案。没有远程环境的本地声明在条件 DML 之前承认实时调用者一次，并使用 SQLite 自动提交进行声明和释放。远程放置保持事务和提交准入；有条件释放会比较其写入中的确切声明。提交收据会在调用者继续之前发布声明权限并释放观察者，包括普通回复传递失败时。本地强制完成和最终清理加入同一个待发布版本。重新启动恢复、架构、持久字段和更新行为均保持不变。
工作人员转录重播分类帐开始、完成和精确丢弃使用现有共享状态注册表中键入的 `placementTranscript` 命令。放置突变所有者在屈服之前捕获物理商店身份，在交易和提交准入时重新检查实时主机权限，并通过现有的密钥会话队列返回确认的收据。待处理的记录在代理成绩单生效之前提交；终端结果在 RPC 回复之前提交。丢失的回复使用本机提交收据，从不写入重播。未知的结果保留等待恢复。即使请求权限已经结束，只有持有新声明的调用可以在已知回滚后使用其原始存储和确切的行标识丢弃。数据库关闭连接已接受的工作。代理记录编写器、架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。
暂存工作区结果指针也通过该安置工作人员提交。同一事务检查待处理结果声明、不可变的暂存引用和确切的存储库会话所有者，并在准入和提交时重新检查实时调用者防护。存储库发布在接受其调节日志之前等待持久指针。本地工作树协调保留其应用的日志和最终验证顺序，然后等待持久指针发布。提交收据使未决结果读取观察结果无效，而不撤销单独的轮次声明；不确定的写入保留恢复保管并且不会重放。
工作区结果声明继续、接受、取消、恢复移交和完成使用相同的放置编写器。待处理结果列表使用现有的共享状态读取器。安置机构所有者准备准确的结果事实，并在观察者面前发布公认的帖子图像；同步文件系统防护消耗这些可撤销的事实。接受仍然记录接受的结果并自动删除其应用的日志。丢失的回复保留已知的已提交收据，而未知的结果会阻止进一步的影响，而无需授权反向文件更改或重播。提供者关闭在撤销原始环境之前加入切换。架构、保留、持久性和更新行为保持不变。
布局转换、drain/reconcile 和最终结果失败也使用该布局编写器。工作人员重新读取突变前的确切状态、世代、环境、纪元和声明；回收的无声明消耗仍然是事务本地谓词。激活和环境需求仍然以原子方式提交，并且它们承认的事实通过现有所有者在观察者面前发布。生命周期障碍和终端恢复加入已接受的写入。未知结果保留恢复保管权，而无需重放突变或授权反向文件系统效果。本机准备环境绑定和放置移动仍然是单独的工作。架构、存储字节、保留、持久性、已发布的 SDK 合约和更新行为均保持不变。
工作区协调日志读取使用共享状态读取器，日志创建、清理、孤立修剪和清单接受使用现有共享状态写入器。调用者在应用文件之前等待持久日志创建，并在报告成功之前等待清单接受。清单接受仍会在一笔事务中更新放置基础和应用期刊标记。当普通回复传递失败时，本机提交收据会保留已接受的结果；未知提交保留恢复保管权，而不是授权反向文件更改。日志输入是在现有的工作人员输入预算下复制的，并且在准入和提交时仍然检查来源和调用者权限。一般放置吸气剂和生命周期防护仍然是独立的迁移工作。日志格式、架构、包限制、保留和更新行为保持不变。
空闲自动暂停发现通过现有的共享状态读取器读取放置候选、待处理结果和工作区日志。它保留候选顺序并跳过每个持久的待处理结果或日志。每个候选环境和移动检查保持活动状态，并在耗尽之前回收重新检查空闲策略、会话工作和确切位置。这些同步防护仍然是单独的迁移工作；暂停政策和拆解不变。
磁盘空间监控发现同一读取器中的放置标识，然后通过现有的放置投影来合并其当前记录。检查顺序仍然是数据库的会话-ID顺序。现场行检查仍然会删除旧的观察结果，并拒绝在隧道检查期间更换的所有者的样本；这些同步检查仍然是单独的迁移工作。磁盘压力阈值、检查限制和通知行为保持不变。
工作会话工具授权和操作日志使用相同的共享状态编写器。放置权限所有者发布已提交的工具授权并隔离待撤销，因此同步工具授权检查不会查询 SQLite。关闭回合立即密封新工具进入，然后在清除重放状态之前加入已接受的操作结算。承诺收据在回复丢失后仍有效；不确定的写围栏会进一步影响并报告恢复，而不是重播操作或无限期等待。源、子和兄弟父读取使用具有化身准入和捕获的实体商店目标的现有会话读取器工作线程。保留的转录本所有者仍然通过其现有的源代码防护来验证其生命周期修订和作者身份。架构、日志保留、重新启动恢复和更新行为保持不变。
内存会话准备仅保留来自每个解码的 SQLite 事件的导出文本、出处、时间戳和 classification/reset 事实。完整消息观察者保留其原始快照，并且回调在其读取事务关闭后运行。对话回忆重置检查使用同一后台读者池中现有的重置导航投影，无需水化消息正文。两条路径都保留转录本读取栅栏和原始行序号。完整索引仍然会扫描文字记录；存储的数据、导出的内容、哈希值和更新行为保持不变。
通道入口准入、声明、完成、恢复、修剪和身份重置清除使用共享状态编写器。队列列表和 claim/recovery 准备使用同一代理的 FIFO 准入顺序，因此它们可以观察到早期提交的突变，即使在环境发现快照内也是如此。普通列表保留共享读写权限并创建缺失数据库；显式只读检查在代理内部保留其仅现有的、非创建的开启器。只有诊断失败的运行状况、压力和帐户发现才使用只读工作线程。通道回调保留网关线程上的有效负载和通道策略；作者在声明之前比较准备好的有序行并拒绝过时的恢复决策。主机在事务和提交准入时根据实时通道策略重新检查通道选择。再次准备冲突的声明快照；策略冲突仅在确认回滚后重试，而不确定的写入永远不会重播。数据库准入和提交仍然与捕获的所有者绑定，并且关闭会加入已接受的工作。现有的 `channel_ingress_events` 架构、有效负载编码、重复数据删除窗口、保留和更新行为保持不变。排水检查会读取一个快照中待处理和已声明的行，因此并发发布无法隐藏读取之间的通道头。即使在调度返回之前开始关闭，也会加入延迟结算。
入站信封时间戳使用现有的会话读取工作线程。捆绑通道在其格式化边界等待准备，并通过同步历史格式化携带时间戳。失踪的商店仍然缺席；稍后的会话创建保留其自己的工作许可。每条消息从其捕获的物理源读取当前活动，并且时间戳事实永远不会授予通道或转向权限。发布的同步时间戳和信封 SDK 帮助程序保留其兼容性合同，直到下一个插件 SDK 主要版本为止。架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。
在让步之前，捕获物理商店目标、source/admission 范围、请求标识和拥有的投影修订版。生命周期所有者保留该源，直到读取器清理或写入结算完成。工作人员返回简单准备的行、域结果以及该操作已拥有的 revision/identity 证据。数据库连接和实时权限归其所有者所有；序列化的令牌或准备好的行不授予权限。
等待读取后，在公开数据之前重新验证捕获的生命周期和当前调用者访问权限。仅当所有者的修订版本仍然匹配时才安装结果；否则使用其现有的 invalidation/refresh 路径。保留身份密钥共享缓存、有限重用、排序和字节稳定编解码器。通过请求重用已发布的事实，而不是为每个查看器或行重新打开 SQLite。不要添加独立的新鲜度时钟或缓存生命周期。
只有在提交的结果得到确认后，作者才会发布预测、修订更改和观察者通知。延迟回复不能取代较新的本地或工人出版物。如果结果交付不确定，则保留现有的协调保管：不要重放写入。派遣前取消可以拒绝工作；执行后取消仍须加入其原结算。在释放存储或替换其生成之前，关闭和关闭加入已接受的工作和清理。
冷归档请求在回收工作器中打开并验证其捕获的现有文件，从而在完整性检查期间使前台执行器可用。打开期望不授予本机权限：主机在分派突变之前接受工作人员的实际文件身份并保留租约。两个方向都保留可撤销的验证证明。拒绝呼叫者许可并不会让其他健康的演员退休；源更换或终身退休仍然拒绝工作并加入清理工作。架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。
会话回收退休荣誉由其工作人员报告的已解决的清理工作，包括在请求失败之后。在未解决的本机退出后，共享状态清理工作人员会释放确切的保留租约。停用连接租约删除和清理存储关闭，使这些注销保持在实时快照使用的主机连接上。自动进程退出清理进行了一次尝试。失败的尝试会保留工作线程和租约的保管权，以进行显式生命周期重试，而不是在事件循环耗尽时重复安排清理。撤销仅从现有 FIFO 中删除待处理的写入器准入。等待第一个或下一个许可的工作人员会收到拒绝并解决清理问题，而无需等待请求关闭的前台回调。已经承认的可写工作通过本地解决保留其许可；取消永远不会提前释放它。
回收提交接受检查实时父权限，并在返回事件循环之前自动接受待处理的提交。接受前撤销拒绝提交；在释放作者许可、发布事实或释放请求保管权之前，已接受的提交会通过其已确定的结果或本地工作人员出口耗尽。父进程不打开SQLite，也不同步等待worker的提交。这不会改变架构、保留或更新行为。
普通生命周期 upsert 在一个读取工作快照中读取其选定的行和挂起的归档事实。没有待处理档案的匹配物理数据库会跳过恢复；存档生成突变、本机范围和 Doctor 传输保留发布。后来提交的存档写入使下一个快照之前保留的事实无效。独立恢复检查重用读取工作线程，无需存档或写入许可。维护终结仅在其工作程序请求本机访问时才接受写入者准入，然后重新检查当前条目并通过提交发布保留准入。
预计持久生命周期更新插入通过现有代理执行器提交其条目快照、库存计数和内联维护。构建器在同步事务之前运行，同步事务再次比较权威行；事务和提交授权保留当前的主机权限和准备好的维护保护。生命周期承诺拨款拒绝新保护的维护目标；消失或不相关的保护不会使候选者无效，而 reclamation/native-binding 承诺保守地拒绝任何额外的保护。在发布作者 FIFO 之前，已确认的结果会发布条目、身份并重置事实。丢失的回复会协调本机收据，而无需重播构建器或突变。现有生命周期工作人员在维护结束后读取最终库存。调度程序在数据库拆卸之前关闭连接已接受的生命周期工作。不透明的持久交易回调和离线维护保持其原生交易合约。隐身生命周期操作使用内存参与者。架构、保留、持久性和更新行为保持不变。
维护计划和计划程序统计更新使用现有的代理数据库执行器。这些元数据命令不携带副本缓冲区，并且在等待数据库编写器时不会保留存档队列。在冷本机接纳后，计划释放该写入器并在读取事务中准备一个选择。其读取器将保留到提交或清理为止。提交再次接受写入器，刷新实时保护，并检查当前权限、选定的行、转录本版本和活动祖先。只有更改或新受保护的候选者才会使保留的选择无效。冲突的选择再次出现，需要重新规划；不相关的写入保留年龄提示，条目收据更新而无需第二次修订检查。每个参与者最多保留两个准备工作，允许被撤销的前任与合并的计划者一起完成清理工作。确切操作的清理和本机关闭释放了这些读者。无操作计划保留其当前年龄并通过结算计算事实。自动维护在选择候选者之前准备一次保护，无需在作者允许的情况下进行初步扫描。它通过代理写入器准入之外的现有读取工作人员准备子代理保护。保留的提供者通过提交捕获检查实时所有权和发布更改，然后在结算后释放其托管权。冷保护永远不会在网关主线程上重新加载子代理注册表。详尽的仅限受保护的结果会抑制进一步的通过，直到资格、政策或现有年龄截止日期发生变化。当交付结算释放最后一个持久索赔时，它会保留条目计数并收紧其收据的保留期限。低于容量阈值的年轻存储保持空闲状态，没有计数快照、年龄查询或空写入事务；已经到期的最后期限或产能压力会恢复精确的计划。提交的注册表发布会在最终主机维护授权之前更新保留的捕获，而无需其他候选者读取或工作端注册表摘要。在批准的维护操作后下令授予后公布的保护；当网关停止时，外部作者必须拥有独家所有权。缓慢的本机事务诊断可识别执行工作线程；元数据请求不会将调用方经过的时间记录为回收执行时间。提交收据在释放作者之前发布存档条目事实，包括普通结果丢失时。档案物化、终结和冷恢复在准备过程中保持其全局内存绑定和前台进度。 Incognito 没有存档或页面回收工作；显式本机维护范围保留相同的事务内核。架构、保留和更新行为保持不变。
没有删除的生命周期预测会跳过删除计划准备。空的自动维护计划使用其经过验证的年龄收据来安排下一次通过，而无需空的最终确定产量或第二个截止日期请求。更改后的计划保留最终确定性及其新的截止日期；节奏和保留政策不变。
物理页回收释放了真空单元之间的会话写入器许可，因此排队的前台写入器在下一个单元之前接收到它们的 FIFO 轮次。每个连接以 8 个页面为单位开始，然后调整至 25 毫秒的保持目标，上限为 512 个页面。定期和冷回收保留其现有的总页面预算。归档选择、文件删除和行删除保留其现有的共享许可，并在准入后重新检查磁盘压力。页限制不会限制检查点复制或存储延迟。慢速事务诊断包括主线程和工作线程上的提交和回滚时间，以及在提供时命名数据库和操作。
会话上游链路采用和本机初始化写入使用现有的共享状态编写器。调用者在屈服之前捕获物理存储和输入；工作线程保留 FIFO 顺序，比较当前行，并在事务和提交时请求实时主机权限。本机分叉守卫使用事务本地源链接事实来获取这些授权。精确的回滚清理在删除自己的链接之前加入接受的写入；不确定的结果永远不会重演。会话删除会删除现有清理事务中的上游链接和信号状态，捕获一个物理存储并在屈服之前撤销环境读取。已发布的同步 upsert/delete SDK 方法和本机初始化程序的 `link` 方法仍然是不推荐使用的兼容性路径，直到下一个插件 SDK 主要版本为止。架构、存储的数据、保留和更新行为保持不变。请参阅 [await 会话上游链接 ](/plugins/sdk-migration/how-to-migrate#await-session-upstream-links)。
网关分支列表和分叉选择通过现有的共享状态读取器准备上游链接。倒带和分支切换不需要初步的链路查找。本地历史突变检查事务和提交时当前链接是否缺失；存储库和本机harness准备也保留其效果边界检查。这些防护保留原始的物理共享存储并使用当前的只读准入，而不是为每次查找打开一个可写存储。读取失败并不是链接缺失。同步最终权限读取仍然是必要的，而发布的 SDK 编写者可以更改链接而无需发布完整的撤销事实。退役它们需要下一个插件 SDK 专业的作者切换和完整的源撤销发布。撤销转发权限后，回滚和接受写入结算仍保留原来的保管权。
读取器连接在现有承认的读取修订中保留一行或缺失；作者收据、模式更改和关闭使重用无效。交易、固定快照和动态授权者不断查询。每个结果都会解码为调用者拥有的值。
观察人类转向信号和上游观察使用共享状态编写器，包括观察者检查和修剪。生产者等待结算并重新检查当前会话权限；上游观察比较提交事务中捕获的源。目标事件和标准化的子运行终端结果共享该记录命令。子完成加入记录并在事务和提交准入时重新检查其当前生命周期或 ACP 参与者权限。新事件插入直接从`RETURNING`返回存储的行；录音不会重新读取其自己的插入内容。重复数据删除冲突仍然读取原始事件，而不前进其头部或发布另一个通知。监视注册和消费通知确认使用同一个编写器。组轮流保持不变的手表只读；注册保留了明确的出处，并且只为新的实体观察者商店播种。完成调用者提供源绑定的谱系和请求者谓词：工作人员在准入时和主机授予后重新读取持久会话事实，而主机检查实时调用者权限而不查询 SQLite。隐身呼叫者使用他们所选择的记忆演员的承诺事实。未更改的监视路径保留相同的新鲜沿袭检查而无需写入。自定义存储发现通过会话读取工作器准备现有系统事件所有者的路径缓存。确认在产生之前捕获所使用的通知的存储地址，在事务和提交准入时重新检查主机的当前系统事件存储，并在提交后发布交错的后续通知。它仅推进冻结的通知水印。版本丰富和有界事件页面使用共享状态读取器，保留复合会话身份和每个会话修剪的水印。接受的操作保留现有工人的 FIFO 和结算所有者。架构、保留和更新行为保持不变。公共 SDK 的同步环境提示检查仍然存在兼容性问题。创建、压缩、采用、重置、删除和重新启动通知扫描都使用信号工作器。
持久会话条目替换读取历史工作者中的分离快照，并通过现有代理数据库执行器提交。事务重新读取比较字节和当前行，并且主机在准入和提交时重新检查调用者权限。精确数据库定位器在异步模式所有者发现之前保留其现有写入器 FIFO；未解析的逻辑存储首先选择其物理目标，而不借用另一个存储的队列。提交的收据使保留的条目缓存无效，并在观察者之前携带清理过的元数据和共享事实到驻留行。准备好的行保留已提交的所有者和参与者元数据，包括创建期间的所有者分配。即使缓存是冷的，本机发布也会使用作者获得的事实。投影在安装之前会检查物理来源、化身和修订版本；未知的结果使用其现有的异步重新填充。身份通知保留相同的准备好的事实，并且重复注册未更改的实体商店可以保留常驻库存。丢失的数据库是由同一工人所有者准备的。隐身替换使用记忆演员。已经执行的工作线程和显式的 Doctor 维护保留其同步内核。架构、保留字节、配置和更新行为保持不变。
条目缓存修订重用现有的本地突变和同级写入收据，以及承认的模式事实。他们不安装 TEMP 触发器或 JavaScript SQL 功能。本地回滚使废弃的快照失效；不相关的本地写入保守地使缓存的元数据过期。条目编写器在发布生成的缓存修订之前将对话、节点、快照和窗口写入一起记录。转录附加在其已知的仅转录写入中发布未更改的元数据；元数据突变和扩展回调仍然在该收据之外。
编写器控制的目标发现在现有会话数据库生命周期所有者下使用单独的单工作线程读取通道。目标读取及其等待的本机清理无法在需要相同数据库编写器来获取索引状态的历史搜索之后排队。精确存储 FIFO 准入、捕获的物理身份、实时权限检查和词汇读者保管保持不变。额外的工作线程按需启动并参与数据库关闭、空闲退出和关键内存压力清理。只读投影和维护呼叫者保留其选择的通道。架构、存储的数据或更新行为没有变化。
持久轨迹准备通过会话读取器读取准确的目标映射并构建其接收器，同时保留写入器 FIFO 和本地突变见证。缺失的元数据行仍然是未提交的目标；冲突的行仍然拒绝记录。读者保管权在验证和清理后仍然存在，并且调用者在使用准备好的记录器之前重新检查当前的运行权限。所有来电者都在等待准备，包括当地的测试助手。隐身轨迹数据使用记忆参与者。
运行时轨迹事件通过现有的只读会话历史记录工作者读取调度。工作人员强制执行 byte/count 限制并在一个快照中读取有效负载；单独的读取会看到已提交的进程内追加，而不保留行缓存。 CLI 会话尾轮询保留其同步一次性读取器。
持久轨迹刷新使用相同的代理数据库执行器进行序列分配、事件插入和保留。记录器在物理存储写入器 FIFO 内捕获其待处理前缀，并保留主机元数据句柄，同时在事务准入和提交时检查其实时源权限。它在发布 FIFO 回合之前加入本地解决方案：即使回复丢失，保留的提交收据也会废弃前缀，经过验证的回滚使其可重试，并且未知的结果会阻止重播。写入期间记录的事件仍排队等待下一次刷新。 Incognito 使用记忆演员；维护范围和已经执行的工作人员保留其本机内核。事件字节、排序、保留限制、架构和更新行为保持不变。
主机保留最后一个轨迹会话的下一个序列，并保留每个物理执行所有者的 UTF-8 字节计数。它通过写入器 FIFO 内的现有附加请求传递这些事实，在等待写入之前使用它们，并在释放该 FIFO 之前安装返回的已提交事实。未知的附加结果会使下一个请求处于冷状态。仅元数据会话通知（包括运行开始和运行结束活动通知）会保留这些事实。生命周期行发布和显式存储失效会丢弃它们；保留会使它们在现有的写入操作中失效。普通的预算内追加不需要窗口读取。冷追加和实际溢出保留 SQL-side 字节投影和有界后缀扫描。每小时的保留扫描可能会使下一个追加变得冷，即使它没有删除任何内容。独家 Doctor/CLI 修复在此运行时缓存的所有者生命周期之外运行。
成功的嵌入尝试将其最终诊断刷新推迟到逻辑轮生命周期所有者，该所有者将接受的 `session.ended` 事件附加到同一批次。失败的尝试和重试边界仍然刷新诊断进度；替换尝试会刷新其诊断，而无需终止事件。最终生命周期完成会加入那些被丢弃的尝试刷新。使用现有的记录器接收和回滚处理，回滚的批次作为一个整体仍然是可重试的。转录本持久性仍然是一个单独的持久检查点。
磁盘预算历史发现读取现有维护读取工作人员中的参考、最近历史记录和承认密钥保护。它返回候选人 ID；主机捕获实时准入身份并在存档准备和删除之前重新检查其保护。在存档持久化或删除之前，在回收工作线程事务中重新检查 Node 引用，而无需对每个候选进行冗余主机引用扫描。新引用的候选者可能会进行存档准备，但交易会保留其历史记录并且不发布任何存档。延迟的 WAL 检查点仍会阻止另一个发现传递，直到更新的已完成检查点为止。精确的生命周期删除和逻辑维护计划将参考结果限制在可能删除的世代。不需要新的缓存、索引、模式、保留策略或更新步骤。
ACP 会话列表扫描共享状态读取工作器中的元数据，并通过共享会话读取器加入文件支持的条目。读者拥有实体存储选择、快照延续和清理；列表保留行顺序、生命周期过滤、完整的条目元数据和缺失存储行为。冷配置读取也使用其异步所有者。隐身条目来自记忆演员；它们的 ACP 运行时元数据保持共享持久状态。架构、存储字节、保留、公共 API 和更新行为保持不变。
持久的 ACP 父流诊断使用共享代理编写器。中继在延迟刷新之前捕获其子存储、运行存储和物理存储，在分派之前序列化事件，并在其有界缓冲区旁边保留一批正在运行的数据。工作人员自动分配序列并插入有序批次，并在事务和提交准入时检查当前源。确认回滚保留有界重试；不确定的完成永远不会重播批次。网关关闭会在数据库工作人员退休之前密封中继并加入接受的持久性。诊断失败与子级执行和父级进度保持隔离。架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。
TUI 记忆会话读取和退休指针扫描使用共享状态读取工作线程；写入和每指针比较和删除事务使用共享状态写入器。正常终端退出会关闭持久性准入并加入已接受的写入。较新的对话选择或重置会使挂起的记住会话恢复无效。现有范围键、心跳过滤、SQLite 行、缺失存储行为和更新行为保持不变。
存储库工作区查找、创建、基础绑定、检查点接受和删除在共享状态工作线程中执行。修订比较和不可变的基础检查保留在其同步事务中。本机提交收据在会话观察者运行之前发布当前存储库事实；丢失的普通回复不会丢弃已提交的工作区身份。文件清理遵循已确定的行删除。同步 Git、放置和发布防护使用与原始数据库生命周期绑定的准备好的事实，拒绝未解决的突变。会话演示准备存储库行及其其他元数据；私有行仅保留请求的同步发布框架的事实。架构、存储值、权限、保留和更新行为保持不变。
## 迁移调用者
会话节点工件副本合并参与者在其现有写入事务中的聚合。每个 upsert 都会消耗当前目标行，而无需单独读取：一个存储中的别名会添加其贡献，而重试的跨存储修复则保留最大计数。未知的首次输入时间仍然未知，并且最新的已知输入时间仍然存在。普通耐用入口的创建、更换和回收使用现有的入口或回收工人；共享内核保留本机接收器以进行隐身、独占维护和发布的同步入口 API。不透明删除回调适用于工作人员提交终结器，并且不会将持久工件 SQL 强制到主机上。这不会更改架构、存储格式、保留或更新行为。
手动`sessions.compact`请求与`maxLines`通过冷恢复保留其选择的物理存储和准备的调用者和共享权限。现有的条目工作人员在一次预检中读取目标、源谓词和冷元数据；恢复检查其事务中输入的源和生命周期谓词以及准入和提交时的实时主机权限。外部持久源在写入许可之前以只读方式打开，并在主机授予后获得新的最终检查；拒绝会回滚恢复。本机修剪保留其 FIFO 和同步最终栅栏。准备好的检查可以通过不透明的 SDK 回调进行组合，这些回调保留在本机边界上，并且永远不会在恢复工作人员授权内运行。模式、保留字节、传输所有权、接受工作结算和更新行为均保持不变。
救援消息批准消耗、撤销和替换使用现有的插件状态工作线程。更换在新计划注册之前（包括准备失败时）保留已提交的撤销；每笔交易都会检查当前调用者的权限。 OpenRouter运行时能力读取和目录替换使用同一个worker，保留原始物理存储跨网络等待。目录替换在一个事务中批量写入，并且模型运行时关闭连接在数据库停用之前接受刷新。
同步密钥存储 SDK 及其回调突变在已发布的 `v2026.9.8` 合约下仍然可用，直到下一个插件 SDK 主要版本为止。已弃用的 OpenRouter 同步能力 getter 还保留其冷持久读取；捆绑模型解析使用等待的加载器和仅内存获取器。上下文引擎激活已经加入运行时路径上的工作清理；其同步清理仍然适用于已发布的提供商目录 SDK 和 CLI 载入。因此，这些共享内核保留在 T1 库存中。架构、存储格式、保留和更新行为保持不变。
完整的子档案查找解决了持久存储所有权问题，并通过现有的历史记录阅读器检查准确的档案注册。空查找不会启动存档读取器。正向查找通过元数据准备、存档完整性检查和读取器清理来保留原始物理数据库和逻辑会话。隐身预检使用其内存命名空间并且不返回任何存档工件。架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。
1. 通过商店所有者跟踪注册的请求、事件或计时器。检查worker适配器是否已经存在；将持久数据库与隐身内存命名空间分开，这些命名空间没有可重新打开的 SQLite 数据库。将隐身操作路由到选定的内存参与者，而不分配数据库工作线程。
2. 将最小的完整读取或突变放入该适配器中，保留其行编解码器、丢失存储行为、snapshot/session 准入和错误契约。将所有受影响的运行时调用者移到一起；在工作进程发生故障后，永远不要回退到主机 SQLite。
3. 等待域操作，检查当前权限，并通过现有投影所有者安装准备好的结果。保留现有修订并共享身份。删除被取代的主线程调用路径。
4. 将序列化结果与代表性灯具上的原始入口点进行比较。执行过时回复、close/cancellation、共享更改以及相关的提交写入可见性。与总延迟分开测量主线程时间；工人启动和转移成本仍然影响用户。
例如，`src/gateway/server-methods/chat-history-pages.ts` 中的普通持久页面已经在等待 `readSessionHistoryPageInWorker`。原始游标增量读取现在使用相同的工作器进行 SQLite、JSON 解析，以及有界增量所需的子代理 source/run 可见性事实。主线程保留 display/profile 投影、字节预算以及针对最初承认的源的新共享检查。失败的可见性查找会在其部分事实返回之前加入工人退休；仅当投影在历史重置之前到达查找时，主机才会观察到该失败。 SSE 内联附加在同一工作人员中准备 source/run 可见性，保留其数字消息序列并在发布之前重新检查源托管和流权限。保留的转录会话密钥和现有的 CLI- 导入历史路径仍然是迁移债务。隐身历史记录使用内存参与者，绝不是持久工作读取失败的同步回退。
准备就绪后，网关会在其他处理程序准备之前优先考虑前台历史工作者，预热其读取器、响应编码器以及现有配置的会话数据库的只读准入。该工作准备可以与前台浏览器加载重叠；主线程处理程序和可选的发现准备仍然等待空闲时间。当该通道较冷时，已承认的操作员连接也会开始分离预热。预热不读取任何记录，不写入任何数据，并使用正常的数据库保管和清理。在不延长五分钟车道闲置报废期限的情况下，热烈的呼声不断涌现；故障仅用于调试，不会阻止启动或连接准入。架构、保留和更新行为保持不变。
历史源发现与主机查找共享候选选择，而无需加载其会话运行时。分支机构工作人员独立于主机端列表协调和存档恢复来加载快照和水印缓存所有者。两条路径都保留其现有的数据库准入和结果验证。
工件列表、图像页面和精确的转录图像选择使用相同的历史工作者。工作人员扫描并解码转录本有效负载并返回选定的工件；连接拥有的游标和当前访问检查保留在网关上。一般成绩单页面、锚定可见性阅读和公共共享页面也使用工作外观。只读图像发现不会恢复冷历史，而普通读取保留其现有的恢复所有者。隐身数据使用内存参与者；持久的本机回调访问者保留其当前所有者。架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。
当并发代理注册使注册表元数据无效时，历史源发现会重试注册表元数据读取最多两次。重试保留捕获的状态准入和源路径；更改的生命周期、物理源或发现的拓扑仍然拒绝过时的读取。
托管附件检索在匹配消息之前在历史工作者中准备持久存储所有权和准确的会话条目。请求通过响应发布保留选定的源，并在等待读取后重新检查调用者权限。定期清理保留其现有所有者；隐身读取使用内存演员。工作器在每次查找时验证整个可见的 JSON 范围，包括未更改的投影修订，并仅返回匹配的消息。冷档案解码和恢复保留现有档案工作者和主机generation/commit的授权；转录本读取栅栏仍然绑定后续读取。没有引入验证缓存或新的恢复所有者。存档 FIFO 可以使用相同的捕获状态目录在范围之间传递其空闲工作线程。每个请求在切换之前都会关闭其本机句柄；新的范围提供了它自己的权威。不同的状态目录和退休工人在替换之前仍然需要本机退出。架构和更新行为保持不变。
单消息查找和显示消息计数使用相同的历史记录工作器。会话消息广播等待其现有的每个转录本队列中存储的内容和序列，然后在发布之前重新检查实时会话。消息查找保持其仅限当前、字节限制和重置存档行为；计数保持其投影准备状态重试。隐身转录使用记忆演员。架构、保留的数据和更新行为保持不变。
精确的转录事件匹配还使用历史工作者进行磁盘发现、有效负载解码和选择。调用者为最新事件、可见的最终结果、幂等性密钥或活动助理消息提供可序列化的选择。主机在让步之前捕获物理源，并在返回结果之前重新检查其准入。冷档案保留其现有的恢复所有者。持久的本机事务回调保留其同步读取器；隐身使用记忆演员。工作线程故障永远不会回退到主机磁盘读取。
通用匹配和辅助匹配共享一台反向原始序列扫描仪。在解码压缩体之前，存储的导航过滤器会运行、发挥作用并防止重复候选；存储的事件仍然决定可见最终和传递镜像匹配。在同一个受冷标记保护的快照中检查主动辅助锚点。标识 TEXT 保留 JavaScript 重复键和 Unicode 语义；最新和任意重写谓词保留存储体读取。这不会更改架构、存储的元数据、恢复或更新行为。
轮次完成和回复传递观察通过同一个历史工作者读取持久锚、投影准备情况和回复尾部身份。每个批次使用一个快照并拒绝过时的投影而不重建它们。最终交付验证通过同步主机消费保留现有写入器FIFO；本机连接的突变见证也拒绝干预同步 SDK 写入。读取后重新检查源身份和当前运行权限。持久的本机编写器回调和附带的同步 SDK 兼容性保留了其现有所有者；隐身使用记忆演员。架构、保留、持久性和更新行为保持不变。
等待的模型上下文读取通过历史读取器中的扫描和最终准入、版本和完成轮锚验证来保留其捕获的物理源。锚定阅读器通过同步接受分离上下文来保留其作者 FIFO 和本地突变见证。水印和消息存在探测使用相同的读取器生命周期；冷标记和热行保留在一个同步快照中，并且恢复保留其现有所有者。本机回复开始回调在第一次执行事件时消耗 SessionManager 的已确认转录版本。其他捆绑执行路径在同步启动通知之前准备该边界。每个后备候选者都拥有其准备好的事实和回调，直到解决；退休候选人不能为继任者发布边界或开始通知。活动回顾结算在读取最终水印后重新检查其当前所有者。这些事实选择了文字记录的边界，而不是作者或权威。已发布的持久同步 SDK 回调保留其现有合约；隐身读取使用内存演员。架构、存储字节、保留、持久性和更新行为保持不变。
持续轮次重播准入验证了锚定读取器的单个快照中的确切会话写入器行和准备好的转录本版本。每次扫描都通过验证和清理保留其物理源；后面的准备阶段必须选择相同的物理文件并获得新的读者权限。最终消费通过同步即时发布和核心录入保留作者FIFO保管和原生变异见证。当前运行所有权、权限生成、取消和一次性重放消耗在等待后仍会进行实时检查。核心运行不受读者监管。这不会更改架构、存储的字节、保留、持久性或更新行为。
当持续的当前输入已经与模型尾部匹配或从模型上下文中排除时，选定转录本所有者下的孤儿准备会跳过水合作用。该决定不执行任何修复，也不授予重放权限；最终的核心条目重播仍然会读取新的记录事实。缺少记录器状态、不匹配的输入和独立的 SDK 调用程序保留了最新的孤立检查。
CLI 利用历史记录准备通过现有的锚点读取器读取会话所有者、当前输入和转录水印。它的元数据补丁会重新检查现有写入器同步事务中的确切输入身份和水印；主机授予保留当前运行和写入权限。 Planning 保留原始物理读取器，并且在读取器托管结束后，已接受的补丁将通过写入器解决。
技能研讨会反思通过同一锚定阅读器准备并完成其源上下文。后面的附加仍然有效；重置、重写、替换、权限更改和撤销拒绝陈旧的证据。审查根据会话密钥和记录的现有网关写入收据缓存工作人员的权限结果。成员资格更改也会使会话密钥收据失效。每个异步效果范围都会刷新更改的事实； `@openclaw/fs-safe` 的同步回调在突变之前立即检查其保留的收据，而不打开 SQLite。在影响范围期间或在未准备的活性检查之前进行的良性写入可以保守地取消审查；稍后审核可以重试。网关之外的写入者必须在网关停止时使用网关或获得独占所有权。 CLI历史上发布的同步执行防护仍然是一个单独的兼容性合约。在替换实时权威读取之前，它必须覆盖每个受支持的写入器。参见 [ 保留最终权力警卫 ](#retained-final-authority-guards)。
车间变更通知在解决其交付路线后通过现有的入口工作人员读取源生成元数据。现有的有序读取通过一代比较和同步撤消事件排队来保持其写入者准入，因此重置会话保持不变。持久交付和转录附加保留其自己的效果时间生成检查。传送错误会记录警告，而无需重新读取生成的内容，仅对日志消息进行分类。
原始和可见的转录增量、水印、预重置内存捕获和最终上下文验证在捕获的物理存储存在时借用已准备好的代理执行器。读取器在屈服之前捕获其生成并加入现有写入器FIFO；替换或退休拒绝读取而不是选择继任者。没有合格的准备执行者的源保留其只读历史记录所有者，包括离线检查。触摸文件扫描在所有页面中保留一个物理源；每个下一个快照都会读取当前提交的行并保留现有的游标重置行为。准入和投影消耗一个延迟快照，在未更改的事务中重用已承认的事实。预重置内存捕获保留重置窗口、原始回退以及现有字节和消息限制。 Codex 历史记录在其插件工作程序中保留惰性证据投影，并在披露之前通过保留的源验证结果版本或承认的输入。别名撤销将保持注册状态，直到借用执行和清理解决为止。在转录写锁内，匹配的读取使用该锁的保留工作线程和结算队列。异步追加准备在提交之前耗尽自己的读取；取消或关闭的读取范围无法调度后续工作。发布的同步SDK读卡器保留了其兼容性内核。这些更改不添加架构、缓存、配置、迁移或更新要求。
等待的完整转录事件读取使用相同的历史工作者的水合流。它的有序游标包括每个事件的第一个有界字节片；只有较大的事件才需要后续切片查询。游标和后续读取在传输确认中保留一个 SQLite 快照。手动压缩会在前一个写入者解决后读取条目和记录统计信息，然后在其生命周期所有者关闭准入时重用它们。初始规范查找提供会话身份，而无需进行未更改的条目写入。终端记帐使用条目所有者的固定压缩操作，该操作会增加当前写入者拥有的行，而无需分离的准备快照。它保留干预元数据和参与者更新，并拒绝考虑替换的会话、生命周期修订或写入器。已完成的压实核算不会重复工作开始资格检查。压缩预检、重置挂钩、BTW 上下文、导出和异步 SDK 读取器保留原始事件顺序、读取栅栏和字节限制。主机在发现产生之前捕获物理存储，并通过冷恢复和传输清理来保留其读取保管。 Incognito 使用记忆演员；发布的持久同步 SDK 读卡器保留其原始所有者。用于回滚、分叉和重置边界的事务保持扫描仍然是单独的迁移工作。这不会更改架构、存储的字节、保留或更新行为。
异步转录搜索外观类似地在现有工作生命周期中为所有四个 Gateway/tool 调用者移动持久的 FTS 读取。每个调用者在等待后重新检查当前范围和授权。 Warm `sessions.list` 选择没有主机 Kysely 读取的常驻投影行。后台刷新在历史工作线程中准备多达 64 个脏持久行：条目元数据、板存在和活动摘要水印共享每个物理存储的一个读取快照。成员资格来自工作人员维护的紧凑投影，该投影还保留参与者显示的事实以供每个观众阅读。投影通过消费保留每个存储，并在存储的事实失效后拒绝回复。注册表更新在使用之前准备当前沿袭，而不重复未更改的 SQLite 读取。运行时所有者分别对其确切的运行、容量和 Swarm 通知进行分类，因此当前的显示和活动更改不会丢弃未更改的数据库读取。相同的投影在消费之前准备当前的运行时事实；显式存储的事实、成员资格更改和未知通知保留其无效检查。当回复未决时，通过直接读取替换或刷新的行保留其较新的事实；脏替换在其自己的一代下重试。相关行使用驻留事实和现有失效来跨批次收敛。
冷驻店入场通过同一个投影工作人员读取其初始入场库存。主机在屈服之前捕获每个物理文件，通过发布保留读者的保管权，并在存储替换或并发会话发布后拒绝回复。现有商店重复使用常驻条目；所需的比较模式验证和元数据准入仍由工作连接所有者及其承认的模式事实保留。架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。
脏常驻行刷新还会在共享状态读取工作线程中准备 ACP 元数据。显式缺席随行事实一起移动，因此表示不会重复 ACP 查找或其架构准入检查。 ACP 发布使现有行修订无效，并且条目生命周期匹配仍然拒绝过时的运行时元数据。可选的预览和终端消息事实在群组水合作用期间重用持久缓存。缺失的事实通过代理编写器使用有限的后台工作，并在发布之前具有前台优先级和会话身份检查。普通的活动消息附加在现有提交的转录收据中携带预览和终端模型事实，并将它们保留在相同的突变语句中。居民行立即公布；新的收据事实取代旧的待回填。 Actor 命令在安装其完整副本之前通过本地结算携带此出版物。完整的参与者收据保留不受影响的成绩单、董事会和运行时事实。预览读取保留 64 KiB 绑定；终端模型读取保留 256 KiB 绑定。过大的最新消息无法显示较旧的预览。主机使用其当前运行时插件别名评估回退通知；配置和模型策略不会传递给工作人员。可空缓存与较旧的编写器兼容，并且不会更改规范的转录数据或保留。
目标内存转录通知直接对会话身份进行排队。当排队同步运行时，索引所有者解析其语料库并忘记逻辑删除一次，然后使用相同的快照进行存档选择和索引。因此，在通知等待期间提交的追加或遗忘操作将被包含在内，而无需先前重复的语料库读取。完整的启动扫描、自定义存储选择、存档清理和遗忘语义均保持不变。
列表页面等待当前选择元数据，然后具体化其所选行。并发页面共享有限的精确行准备；已接受的后台批次可能会完成，并且在这些请求释放其优先级后，剩余的显示消耗将恢复。仅目录替换重用实时驻留行的完整接受的数据库事实，同时重建其选定的模型表示，而无需另一次工作人员转移。存储数据、配置、物理存储和生命周期失效会撤销这些事实。仅入场收据保留同一会话生命周期的董事会和成绩单事实； ACP 和工作区事实仍然可重用，但它们的绑定不变。规范的成绩单收据会在观察者运行之前替换保留的水印，因此摘要新鲜度不需要再读取一行。不匹配的转录通知使水印无效并使用现有的有界刷新。无摘要流保留其合并的演示窗口。冷档案不保留完整的快照；准确的存档读取仍受现有物化缓存的限制。架构、持久数据和更新行为保持不变。
持久键控 RPC 在同步呈现之前仅通过工作线程准备其选定的脏行或存档行；放置等待重新检查该准备工作。 `sessions.get` 从行投影中选择会话元数据并读取历史工作者中的原始最新消息。他们在响应之前重新检查当前配置、共享策略和会话身份。热转录读取使用原子读取器的冷标记；恢复仅在冷拒绝后运行，并保留并发重新归档的有限重试。
`chat.history` 和 `chat.startup` 还从行投影中选择条目和参与者事实。他们在选择之前准备请求的行，并在等待历史读取后重新检查当前共享以及捕获的存储和会话生成，在该同步帧中发布响应。当实时会话进行时，Cron 运行历史记录会保留其记录的副本。响应拥有独立于驻留行的嵌套元数据。
`chat.message.get` 使用相同的准备行和最终共享检查。使用列表在工作人员中准备商店发现和选定的上下文报告；使用图表和日志通过历史记录阅读器生成持久的记录。这些读取保留丢失的会话结果、存储的字节和更新行为。
文件支持的聊天元数据和模型列表通过现有阅读器选择并重新验证准确的条目，在准备过程中保留实体店的保管权。他们在私人身份验证准备和结果发布之前检查可见性、保存的帐户密码和源身份。读取器清理加入开始准备，同时保留原始故障。隐身阅读保留了他们对演员的记忆。元数据更改容错、丢失会话结果、存储字节和更新行为保持不变。
用于聊天启动和异步帐户选择的个人帐户标签会在共享状态读取工作线程中读取已提交的摘要，独立于写入队列。读取器检查帐户所有权并且不返回任何凭据。请求者、身份和来源生成检查仍然会限制发布；同步SDK兼容性使用相同的汇总查询。架构、存储的字节和更新行为保持不变。
已保存会话提供程序发现仅在最终凭证发送边界保留其先前的同步存储行检查。受保护的提取要求在传输准备之后以及每次请求或重定向之前进行检查；工人往返那里将重新打开撤销窗口。候选后续行动是完整的所有者发布的权威生成，可以替代此阅读。
在工作人员序列化有界消息数组之前，持久的 RPC 历史页面会解析配置文件头像、自动化标签和遗留压缩指标。其拥有的 UTF-8 缓冲区向主机传输一次；合并的读取器共享这些不可变的字节，同时保留独立的页面元数据。 WebSocket 所有者将该数组嵌入其文本框架中，而不对其进行解析。内部对象消费者和当前操作员模型限制保留其现有的表示契约。光标增量和 HTTP 历史记录保留了现有的读者。这不会更改存储的转录本字节、架构、保留或更新行为。
待处理输入历史记录和确切的待处理消息读取使用相同的持久存储历史记录工作者。页面保留 20 项和有效负载字节限制、排序和消耗输入过滤。提示上下文在一个语句中读取其有界页面，而无需公共历史列表的未使用总计数或快照信封。 SQL 在投影消息有效负载之前测量存储的字节大小。陈旧中断通过代理写入器提交，代理写入器在其交易下重新读取候选者，并在交易中询问实时主机托管所有者并提交许可。这些主机检查不执行 SQL；中止但已注册的所有者保留完成取消的权利。即使普通结果交付失败，确认的提交收据也会更新返回的页面，并且已接受的工作会在数据库托管释放之前解决。隐身读取使用内存参与者。这不会改变架构、保留、持久性、配置或更新行为。
提交输入比较和入站重复数据删除恢复在同一历史工作者和挂起输入操作系列中使用有界源读取。主机在准备工作之前捕获物理存储。读取保留原始收集的源字节并拒绝陈旧的转录本投影而不重建它们。这些字节是比较证据，绝不重放权威。聊天准入在其现有的作者障碍下准备了新的证据；完成交付在读取后重新检查其请求者。在使用回调中检查当前主机所有者后，入站重复数据删除仅花费一次已恢复的源。完成 SDK 已经返回一个承诺。架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。
待输入暂存、处理完成和终端配置使用相同的代理执行器。主机在等待准备之前捕获物理源，在事务外部应用消息挂钩，并仅在编写器 FIFO 内的本机提交确认后发布托管。工作人员将暂存快照与确切的运行、请求、会话和生命周期标识进行比较；事务和提交授权重新检查活动主机所有者。丢失的响应会协调本地接收，并且不确定的结果永远不会重播。完成后立即撤销执行，同时同一所有者保护历史保管权，直到其处置解决。记录器和数据库清理所有者在释放其资源之前加入已接受的工作。源收据与收集的抄本消息不同，处理完成与抄本消耗也不同。隐身模式使用记忆演员。捆绑的持久调用者通过工作人员完成。主机创建的持久记录器保留已弃用的同步完成适配器和立即事务语义，直到下一个插件 SDK 主要版本为止；它会在使用时发出警告。插件提供的旧回调仍然被接受。已确认的工作人员收据在当前所有者下发布保管权，而无需重新读取本机句柄的突变修订版：独立提交的写入不会使该收据无效。架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。
在历史记录将其视为缺失之前，缺失的常驻行会获得有界工作人员共享读取。这保留了对标记为隐身的持久条目的拒绝，这些条目被故意排除在常驻名册之外。共享所有者通过响应发布保留负面读取，当选定的密钥、物理源或路由更改时使它们无效。不相关的目录刷新不会拒绝空历史记录。排除的元数据永远不会授予转录访问权限或进入常驻行。
当主别名或全局范围发生更改时，批量水合作用、存储的父链接、继承的模型查找和 ACP 元数据也会保留合格的存储地址。请求别名仍遵循当前配置；准备历史记录永远不会重新键入现有行或重定向其存储的沿袭。
生成准备发现持久会话存储并通过现有读取工作器读取选定的列表行。候选选择保留物理读取器保管权并保留存储行同级验证、别名和已删除的主要所有者。在孩子进入之前捕获请求者世代，并在等待准备后重新检查实时调用者权限。贡献者继承加入参与者记录并从所选物理源读取整行；技能选择提交守卫保留其当前的本机阅读。隐身商店使用内存参与者。架构、保留和更新行为保持不变。
本机子计划重用由工作人员读取的请求者条目，以进行沙箱分类、模型、思维和快速模式继承。代理完成单独捕获其控制器；完成路由从不提供控制器的策略。新创建的子项被分类为显式缺席，而不查询其未使用的密钥。准备期间的偏好写入适用于下一个生成；主动转向模型和思维覆盖仍然优先。
Startup/topology 水合和内部同步键控和存档持久读取仍然是迁移债务。保留投影及其 identity/revision 失效，而不是将其替换为另一个按请求存储扫描。请参阅 [ 库存基线 ](/reference/database-schemas/worker-access-inventory#profile-priority-and-current-cutover-status) 了解测量结果和下一个要迁移的所有者。
已停用的任务维护和状态摘要路径不再读取支持会话。本机子代理协调保留其自己的精确运行和会话检查；丢失或不可读的会话状态不会覆盖实时执行、恢复或完成交付所有权。这些检查不会重新创建任务投影或更改数据库架构。
Cron 历史记录维护通过共享状态工作线程读取持久运行记录和本机收据。它在一个事务中应用协调和修剪，保留受当前作业或收据所有权保护的行。已协调的遗留行仍然是历史；它们不会重新创建任务运行时或链接流发布所有者。这不会更改架构、保留策略或更新步骤。
记录 cron 结果会在解码历史记录之前选择现有写入事务内的匹配运行 ID。存储分区检查、释放行回退和第一个最终结果保护仍然适用；当写入器锁被持有时，不相关的运行不会被实现。
子代理注册表读取器通过现有的共享状态工作人员准备持久的事实。冷子查询和重放查询在混合所需的记录之前选择紧凑的事实；同步准入计算会消耗这些准备好的事实，而不是打开 SQLite。取消选择当前的活动所有者并在等待会话事实或工作人员支持的后代发现之前保留其排队的启动。维护在进入本机事务之前捕获持久保护，包括本机生命周期和替换路径。提交的出版物保留其现有的来源和修订范围。本机维护通过其工作快照和最终子会话保护检查保留原始共享状态源。所有者-作者收据使准备好的保护事实无效；不完整的覆盖需要在更改选定会话之前读取索引的子会话。新受保护的候选者拒绝事务，包括其同伴回调，而不相关的共享状态写入不会阻止修剪。读者通过清理保留了原始的物理源和模式准入；现有模式完整性证明来自工作人员，并且永远不会退回到本机完整性扫描。
初始注册表恢复通过现有读取工作线程传输一个只读 SQLite 事务，批量限制为 128 行和 1 MiB 存储的有效负载；一张超大的唱片仍然完好无损。工作线程在读取另一批数据之前等待每个主机确认。普通启动不再复制共享数据库或为每个批次重新打开一个读取器。工件保留范围保留其现有的快照所有者。隔离和架构准入先于读取；主机在接受每批之前都会重新检查实时源权限。取消会加入读取器清理并丢弃部分结果。主机仅在读取稳定后安装完整解码的注册表和物理行版本，保留创建顺序并拒绝不可读的存储行。水合作用仍然先于网关准备就绪；激活和恢复保持后期准备状态。会话列表事实是针对每个不可变行准备的，并在发布时重用。替换行拥有新事实；缓存不保留退休的行。完成确认还携带解码记录和工作人员计算的物理版本；主机不会再次解析或散列保留的JSON。仅当需要这些版本时，传输所有者才对物理行进行哈希处理。普通解码（包括维护和会话列表投影）不会保留丢弃的行版本。事务和提交权限、终端事件原子性、不确定写入恢复、模式、保留和更新行为均保持不变。无需迁移或配置更改。
Cron 执行、后续跟进和交付观察使用现有的子代理注册表工作线程快照。后代闭包选择和现有查询策略在其消费框架中运行，包括配对的 fresh/active 执行事实。运行耗尽在每次刷新时等待新的观察，因此在等待解决时承认的后继者不会丢失。失败或替换的读取准入不是空的后代集。已删除过时的内部同步后代列表适配器。这不会改变架构、保留或更新行为。
Cron 生命周期准入和转录镜像通过共享代理工作线程读取当前会话行。会话持久性通过同一编写器准备并提交其行补丁，保留 FIFO 排序、权威行比较以及事务和提交准入时的实时 CLI 结算保护。成绩单存在来自历史工作者的 hot/cold 水印，包括仅标题成绩单，无需恢复冷数据。接受的持久性在工作程序拆卸之前解决，与调度程序取消无关。架构、存储字节、保留、SDK 合约和更新行为保持不变。
Cron 持续清理和保留批次通过现有会话回收工作程序准备删除。宿主保留活后代、媒体和生命周期权限；工作人员在授予之后和提交之前比较持久的后代行。注册表准备保留未发布的意图和当前活动对象，而不将陈旧的驻留快照视为新的持久状态。 Reaper 维护允许一个完整的紧凑子代理保护快照，由注册表还原或一个冷工作读取提供。提交的注册表后映像、删除和替换会维护该快照；以后的维护阶段不会重新加载未更改的行。最终的主机授权仍然捕获当前的保护并检查清理权限。冷读保留 SQL 投影，不包括保留的任务和回复有效负载。维护读取绕过检查快照，数据库退役会使驻留事实失效。会话工作线程不会重复注册表扫描。该批处理保留一个同步事务以及现有的存档、发布、回滚和不确定结果所有者。本机harness突变对象仍由其进程持有者保留。没有引入跨数据库原子性、保留更改或新的更新步骤。
当工作线程准入将别名固定到其物理数据库时，删除会保留已配置的会话存储的工件目录。进程持有的本机删除在同步突变之前立即检查原始会话；在同一事务中删除该行后，它不会重新检查该行。存档位置、隐身到期、架构、保留和更新行为保留其现有合同。
Cron 保留发现在同一会话数据库生命周期所有者内使用单独的单工作人员维护通道。在全存储验证运行时，前台历史记录和精确条目读取保留自己的队列。两条通道保留相同的准入、撤销、清理和闲置退休规则；数据库关闭连接保存它的每个通道。额外的工作线程是按需创建的，并在空闲超时或严重内存压力时退出。 Discovery 在一份读取快照中验证整个物理商店的元数据和参与者。其现有的全行解码器对 JSON 进行一次流式传输，并仅针对属于逻辑代理的过期 cron 运行保留提示快照。主机保留待处理媒体、后代结算和繁忙会话检查；生命周期突变仍然比较每个完整的预期条目并重新检查其提交保护。共享存储所有权、保留、架构和更新行为保持不变。 Discovery 在释放其捕获的别名所有权之前会关闭每个匹配的保留的 SQLite 读取器，从而允许通过公认的本机关闭功能成功读取 Node 和 Bun，以保持现有工作人员的热情。读取失败、本机清理不确定以及没有该功能的 Bun 保留工人退休；闲置退休保持不变。长期存在的池主机在创建池之前等待现有 SQLite runtime/library 所有者的决定。工作人员在创建时保留继承的决定：早期工作人员保持保守，而后来的工作人员继承已完成的能力。每次操作主机读取都使用保守的清理，直到该决定得到解决而不密封它；请参见 [native-close 生命周期](/reference/database-schemas/storage-changes#keep-engine-specific-capabilities-owned)。
共享 GitHub 发布通过现有配置文件目录和读取工作线程准备主要配置文件身份和别名绑定生命周期。别名作者在观察者面前公布他们承诺的具有约束力的事实；工作人员创建和丢失回复协调使用相同的目录发布所有者。最终的配置文件身份检查会在策略回调之前和之后读取那些保留的事实，而无需同步数据库回退。未解决的配置文件突变将保持发布状态，直到突变所有者确认其结果。存储更换会使保留的身份失效。 Doctor 别名修复使用专有的 Gateway 维护，下一个 Gateway 从结果存储中准备事实。授予恢复会从每个断言的保留所有者处读取当前分配的角色和电子邮件别名。请求者根据通过共享角色策略所有者提供的事实来解决其角色上限。
内部操作员运行准入在接受工作之前保留相同的准备好的配置文件所有者。当前权限从提交的常驻事实中读取确切的配置文件和分配的角色，而无需扫描别名或在网关线程上查询 SQLite。角色、源、设备和网关撤销通过保留的延续保持有效；添加到目标配置文件的良性别名不会撤销它。调用者在准备后重新验证，断言在源回调后重新读取配置文件事实。外部插件权限回调保留其现有的同步契约，并且可能具有自己的存储依赖项。
网关角色策略、主题请求、首选项通知和会话拉取请求订阅使用会话投影保留的配置文件目录。 Startup 在请求分派和安排 cron 工作之前准备该目录。提交的配置文件更改会更新同一所有者，包括删除已删除的行；角色策略没有单独的分配缓存。主题写入和 PR 披露仍然在其效果边界检查当前身份。在原始传输完成后，接受的操作员工作保留其独立的配置文件权限。
运行时显示、别名和身份读取器仅使用准备好的配置文件目录；不存在的目录永远不会触发本机数据库回退。独立的异步工具构建和个人引导程序在需要时通过配置文件工作器进行准备。个人文件泄露在读取文件后仍会检查当前的规范身份。本地参与者录制使用常驻别名；参与者和历史工作者使用明确的母语读者。已弃用的同步 SDK 目录投影仪（`createSessionCatalogSourceActorProjector` 和 `createSessionCatalogGitHubLinker`）和同步工具工厂保留其本机兼容性路径，以便在稳定弃用后在后续版本中删除。通道身份解析器保留本机 CLI/update 授权读取，而配置文件模式准入和 Doctor 修复则保留其一次性事务。架构、存储的字节和更新行为保持不变。
会话元数据和成员身份事实是通过现有会话工作人员准备的。他们的共享作者在观察者之前发布已提交的更改，而未知或不可用的事实会使发布恢复悬而未决，直到准备成功为止。隐身会话保留其记忆参与者提交的事实。请求者在策略回调之前和之后使用当前角色和配置文件别名来评估这些事实。
会话所有者分配和建议添加、声明、发布和最终确定使用现有的协作编写器。排队的请求在事务和提交准入时重新检查其原始目标、当前调用者和提交的共享策略。建议发送将该权限带入聊天输入接受中。被拒绝的请求会释放其确切的声明；接受的输入在稍后的配置文件更改后保留结算保管权，而后续效果仍然需要原始主机。编辑和驳回决议通过最终确定保留调用者的权限。这些防护将已提交的内存中事实重用于进程保持的隐身会话，而无需添加本机 SQL 读取。存储格式、架构、保留和更新行为保持不变。
承诺的人工提及和个人会话可见性通过现有协作人员写入参与。配置文件所有者在代理事务之前准备合并别名，并在准入和提交时重新验证它们；工作人员重新读取确切的会话化身并保留提及源排序。确认的结果通过其现有所有者使会话行无效。收件箱 FIFO 在关闭关闭任一数据库所有者之前加入接受的参与和收件箱持久性。未知的结果永远不会重播。已弃用的同步 MentionInbox SDK 签名在下一个插件 SDK 主要版本之前仍将被弃用，但会拒绝调用以支持等待的工作操作。架构、存储字节、保留、权限和更新行为保持不变。
共享管理在成员资格准备产生之前保留原始会话和物理源。成员 add/remove 根据当前准备的个人资料、角色和共享事实授予并列出披露重新计算经理访问权限。即使较旧的会员资格值仍然存在，脏会员资格也会拒绝授权。会员证据和公开共享详细信息使用现有的读者工作人员；可见性和公共共享突变通过其现有的入口补丁所有者使用相同的准备权限。参与者和类别写入保留其现有的协作工作者，并且隐身使用记忆参与者。这不会更改架构、权限、保留或更新合同。
可见性和公共共享补丁通过条目编写者的准备、精确行比较、事务和提交授权来保留类型化请求源权限。网关仍然拥有管理器和可见性策略；在源断言之后检查可见性资格。发布和响应在工作人员和生命周期清理后重新检查实时调用者和确切存储的行。这些最终权限读取保留现有的同步读取器，而发布的 SDK 写入器可以更改所有权，而无需发布撤销事实。当作家出版物报道这些变化时，他们会在下一个插件 SDK 主要退休。只有在最终管理者检查确认已确认的授权仍然有效后，才会铸造公共代币。撤销可以保留令牌响应，而无需重放或撤消已确认的写入。不透明和跨商店源代码防护保留其现有的持久本地交易合约；隐身使用记忆演员。
会话范围的命令和技能发现使用相同的当前共享事实。它在成员资格准备就绪之前捕获会话和物理源，拒绝脏成员资格，并在发现后重新检查调用者、角色、会话和源权限。精确的行准备将固定的技能选择与紧凑的共享事实分开；响应发布会比较同一同步消费帧中的当前选择。个人技能库存储、执行策略资格和隐身内存状态仍属于其各自所有者。这不会更改 SDK、RPC 架构、存储的数据、权限或更新合约。
对于写入，由 `src/state/openclaw-state-worker-runtime.ts` 注册的共享状态域操作重用代理并通过其原始 store/projection 所有者发布结果。
本机子代理完成、恢复和交付结算使用子代理注册表及其保留的运行记录，而不是任务投影或分离任务 SDK 适配器。在请求者完成交付之前，终端持久性仍属于该本地所有者；存储的历史记录不提供实时执行权限。现有的共享架构保持不变。 Cron 在现有存储行上保留自己的历史操作；删除的任务预测不会重新获得执行或交付权限。
在捕获控制器的完整会话行之前，本机子生成会加入接受的参与者记录。该快照提供偏好、深度、沿袭、贡献者信用和初始子元数据。代理完成保留其单独的请求者身份；最终的技能选择权限检查停留在子项创建时。准备期间的父级重置不会将子级捕获的谱系重新定位到替换会话。
来自 FIFO 所有者最后提交的收据的注册表突变计划。注册使用现有的完整注册表缓存，加载一次并由这些收据更新；普通写入不会重新读取 SQL 中的行版本或注册队列。外部编写器必须使用网关或在其停止时运行。未知的提交结果仍然需要规范协调。成功交付保留其立即持久发送收据，然后清除清理簿记提交中的 retry/fallback 状态。这些更改不会改变架构、保留或更新行为。
请求者唤醒转换和结算使用相同的工作人员交易和注册表发布所有者。计时器和重试保留原始数据库，运行并通过确认唤醒生成。已知的提交会保留其现有的唤醒事件，直到可以发布当前存储的事实；协调会读取这些事实，而无需重复数据写入。结果结算还保留任何已提交的系统事件意图，直到现有队列所有者可以完成调度它。待处理的意图有效负载必须仍然匹配；当前终端队列收据将被消耗，无需再次调度。缺失或替换的意图会使事件变得不稳定，而不是重新创建交付，包括当现有保留已删除终端收据时。
不确定的结果仍然存在。确定失败保留现有的交付失败和重播规则，结果承载结算发布其新的交付收据。
初始请求者产量和队列创建使用相同的排队注册表编写器和发布事件。在冷注册表恢复之前捕获会话权限。队列提交保留其原始请求者转向标记，直到主机升级完成；第二个确认的提交在安排其唤醒之前释放该标记。恢复通过现有状态读取工作线程读取新的完整行，并仅继续相同的记录队列，而不重复其第一次写入或将持久标记视为已完成的切换。挂起的启动检查通过相同的源绑定重试推迟激活；在准入完成之前，运行不会恢复，并且其他故障仍然会传播。退役的情节保留已知或不确定的本地结果，并拒绝进一步写入，直到商店的协调可以确定当前的所有者。
其他持久的 requester/session 读取仍然是单独的工作迁移工作。隐身权限获取使用承诺的记忆参与者事实。架构、保留和更新行为保持不变。
并发首先打开等待所有者记录发布和一个数据库繁忙超时内的瞬态模式初始值设定项。不完整的记录永远不会授予访问权限；每次尝试都会重新检查所有权，并且格式仍然错误的记录仍然拒绝进入。该等待在输入用户突变回调之前结束；回调和不确定的回滚永远不会重播。现有的手柄和真正的离线维护保留其正常的准入规则。已完成的租约将丢弃其保存的异步上下文。请求撤销后可以处置精确保留的本机句柄；新的应用突变仍然需要实时操作权限。
Worktree 运行租赁准入和清理使用共享状态工作线程。准入重新检查插入事务内的删除、排他性和进程活跃性，保留请求进程的 PID 和开始时间。清理会删除确切的令牌并读取 Git 解锁目标。结果发送失败，需在本地结算后才可进行赔偿；未知结果保留原始数据库保管权以用于过时进程恢复。失败的删除会在有限的重试之间产生，保留原始数据库准入和 Git 保护，直到删除解决。进程退出保留其尽力同步删除，因为它无法等待工作线程。 Git-guard 准入通过清理所使用的同一保留工作线程读取其注册表目标。延迟上下文维护使用其会话维护所有者和异步工作范围，而不是任务记录或任务工作人员。在释放其引擎和流程所有者之前，它会加入已接受的工作和资源清理。冷工启动属于入场；正常的空闲退休和内存压力驱逐仍然有效。独立的工作进程在捕获的调用者上下文中评估实时准入守卫，然后在本机打开稳定后释放该捕获。剩余的本机 Cron 转换仍然需要迁移。此转换保留架构、存储的字节、保留、配置和更新行为。
工作树运行端快照存储配置的块并解决同一工作人员中的删除索赔。 Git 工作人员准备快照文件；它们的效果使用一个捕获的写入器来进行块存储和清理。主机在准备前捕获物理数据库；事务重读删除托管和 worktree/source 谓词，并在准入和提交时使用当前主机授予。会话生命周期调用者将当前会话权限与工作树所有权分开，因此主机准入回调不会重新读取工作树行。本机收据确认丢失的回复，而未知结果保留恢复保管，无需重放或补偿块删除。容量驱逐等待每个删除声明并验证事务中所有保留的声明。注册退休持有其每次结账突变租约；创建和恢复也保留其分配租约。工人的加入和承诺使每个保留的租约生效。一旦删除被承认，这些租约拥有最终结算，与呼叫者取消无关。恢复在发布活动行之前解决旧租约，因此等待的终结器无法删除后续运行的租约。最终的网关关闭会密封新的工作树操作，并在工作器拆卸之前加入已接受的解决方案，与调度程序取消无关。注册表创建、活动和生命周期发布使用相同的事务和收据所有者。命令查找通过运行租用准入保留其物理存储和选择的绑定；更换拒绝运行。源准备、列表和普通服务查找正在等待现有的注册表读取器。 Git 和文件系统效果保留了来自工作树生命周期所有者的 SQL-free 注册表生成保护。重新绑定具有与结账效果相同的突变租约。注册表、快照和租约写入者在事务准入时撤销受影响的代，保留自己的提交权限，并在释放写入屏障之前加入本机结算。未知结果拒绝新保安，直至实体店关门；他们从不授权重播。精确快照停用会在 Git 生效之前验证现有工作线程中的行、预配置数据和使用者，然后通过拥有收据的写入器进行删除。保留了五个本机锁原语：删除声明验证、进程退出释放、实时租约读取、陈旧租约删除和精确令牌释放。架构、存储字节、保留、持久性、SDK 和更新行为保持不变。
GitHub 发布准备和每轮工具可用性通过现有工作树读取器和共享状态工作器读取选定的实时工作树。他们刷新了对身份、配置和工作区绑定更改的发现；否则，读取会刷新超过一分钟的事实，而不是轮询空闲会话。过期后的第一次读取会保留可用性提示，但会废弃凭据，直到异步准备完成为止，因此过期的令牌无法授权工作程序启动。当没有目录可以检查上游活动时，上游会话监视器同样会跳过其监视链接查询。
自动运行状况刷新会预热其缓存一次，然后在没有客户端连接时跳过收集。运行状况请求仍会按需刷新过时的快照。
出版物读者在生成之前捕获物理存储，在读取后重新检查会话身份，并在身份或存储库准备后刷新工作树事实。这些事实选择输入并通过发布效果保留工作树所有者的突变生成。同步防护仍然检查当前会话、凭证和放置权限；工作树身份检查使用准备好的生成。注册表生成通过所属网关观察写入。其他进程必须将突变路由到该网关；不支持在 SQLite 拥有状态时直接写入。离线 CLI 协调拥有独占的状态所有权和工作树突变租赁。虽然另一个网关拥有状态，但 CLI 列表使用只读工作人员并报告退休候选者而不更改行。 Native Doctor 和启动工作树迁移通过其同步事务保留现有架构维护所有者，即使早期架构准备已释放其范围也是如此。模式、分支标识、存储字节、保留、公共协调器签名和更新行为保持不变。
预定的消息防护消耗现有读取工作人员准备的确切收据、作业和删除事实。异步准备后，网关所有者通过提供者 SDK 或本机传输切换获取有效间隔，然后释放它而不等待响应。每次重试都准备一次新的使用；阅读者在接受他们的结果之前也准备好权威。抄本写入通过现有写入者的提交和结算保留其间隔。同步守卫不执行收据 SQL 或工作人员提交。代理数据库准入拒绝仍由其内存准入所有者保留。
Cron 突变跨存储分区和审批编写者共享物理共享数据库的主机拥有的接收机构保管权。运行时突变、原始保存、可变加载修复、授权消耗和代理删除权限更改会在事务准入之前暂停观察。本机 COMMIT 收据在普通回复和业务通知之前安装提交的事实。本机兼容性写入发布提交的失效并在返回之前通过现有读取器重建。回滚仅消除其自身的障碍；它从不伪造承诺撤销。丢失的回复永远不会重播写入。和解需要确认原住民定居或工人退出，失败的退休将保留无法获得的监护权。
每个物理数据库有一台实时授权主机。 Cron 写入使用服务网关；不支持并发直接 SQLite 突变。现有的离线路由和专属Doctor维护保持不变。医生拥有的 cron 托管在网关恢复之前关闭其确切的维护资源，无需等待进程范围的 CLI 清理。独立借用的权限仍属于其共享资源所有者。最后的前奏在调度程序取消之前密封了新的工作，而接受的持久性和接收终结器通过结算和发布保留了其原始来源。存储的赠款在重启后仍然有效；过程局部观察则不然。该发布基础保留收据修订、强制运行资格、模式、保留和更新行为。 SDK 切换后提供程序库的准备工作仍保留在已接受的操作内； OpenClaw 不通过提供者响应持有 cron 权限。
常备授权查找和消费使用批准读写工作人员。网关通过事务和提交检查保留确切的本地收据、标记和承认的运行，然后保持其权限间隔，直到本机子、PTY 或中继启动。工作人员保留授权、家长批准、定义生成、到期和精确操作检查。取消、过期、启动失败和未知消费绝不退款或重玩。事实证明，在启动之前的回退会重新验证相同的授权，而无需再次消费。克洛斯拒绝接受新的影响，并在员工退休前加入公认的会计制度。未经确认的本机启动将保留 exec-policy 突变栅栏，直到使用的规范关闭版本为止；不确定的发布绝不会重播或退款。授予资格、已发布的 SDK 合约、架构、保留和更新行为均保持不变。
Cron 显示名称是通过现有的共享状态和历史工作者准备的。实时解析器保留其物理数据库生成； cron 的突变所有者在提交或不确定解决时使它们无效，并在通知之前发布确认的名称帖子图像。历史记录、消息查找和直播流在其现有的异步准备边界刷新名称； RPC 历史记录在编码传输的响应字节之前在其承认的工作线程中准备名称。重用工作线程时，默认分区选择遵循捕获的请求环境。删除的作业使用现有的“自动化”标签。未准备或无效的查找会因刷新指令而失败，而不是读取 SQLite 或显示旧名称。本机名称查询仅保留在工作命令和 Doctor 现有的一次性事务挂钩内。架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。没有 cron 表的只读遗留状态保留相同的回退，使用记录的模式事实而不修复源数据库。
Cron 预留创建、激活、精确预留清理和陈旧系列删除通过现有的工作线程突变所有者使用键入命令。主机保留分区锁、预留身份、直播策略和运行者结算。工作人员在提交之前重新读取持久接收和删除防护。发布使用匹配的承诺收据一次；丢失的回复永远不会导致重播。延迟收货整理通过结算保留捕获的物理工人上下文。预订交易为主机的活跃度和当前呼叫者检查提供紧凑的收据事实。预期的本地收据所有权通过本地定居持续存在；仅将已提交的收据传输给调用者，并且仅在确认回滚后才重试冲突。所有者在现有的同步权限捕获之前通过读取工作人员编辑观察收据。挂起的工作保留分区队列并隔离退休的服务代，包括延迟的启动作业。手动和计时器最终确定使用同一工作人员所有者来更新一笔事务中的权威作业行和终端收据。主机根据事务持有的事实准备结果策略并在提交时重新检查。预约托管通过执行、敲定、取代、延期结算等方式保留原有实体店。退休会抑制实时发布，但不会放弃确切收据的持久结果。未知结果不会重播。受保护的配置编辑、当前权限读取、暂存操作和 Doctor 维护仍然是单独的迁移工作。架构、保留、配置和更新行为保持不变。
在准备钩子或模型调用之前，直接压缩通过现有的读取工作人员来水合持久的转录本。读取保留捕获的转录本身份和取消信号；调用者在使用结果之前重新检查其实时写入权限。调用者拥有的内存中恢复保留其现有缓冲区。压缩持久性、存储字节、保留和更新行为保持不变。
手动压缩还通过现有的数据库执行器和条目读取器准备成绩单统计信息和当前会话条目。直接和排队压缩通过这些相同的所有者准备工具选择和后继事实，然后在阅读后重新检查调用者权限。传统的后继标记保留其存储的密钥选择，并且最终的写入者比较仍然是事务本地的。发布的持久同步统计数据SDK保留其现有所有者；隐身统计使用记忆演员。架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。
压缩沙箱选择通过现有的共享状态投影读取位置，并保留其实体店观察，直到消费者安顿下来。缺席的放置也会被保留：新的放置、待发布、所有者更换或不确定的写入拒绝后续效果。远程沙箱还会重新检查环境的实时附件和设备身份。排队压缩将这些检查与其原始源和副本提交权限组合在一起；附带问题和插件harness调度保留相同的准备好的所有者。此只读转换不会更改架构、准入、存储字节或更新行为。
SessionManager 备受期待的持久性系列使用其现有的 SQLite 编写器域来进行文件支持的转录，包括用户和自定义消息、`beforeFreshMessageCommit`、元数据、压缩和 branch/leaf 突变。主机保留延伸挂钩、结构准备、工具结果保管；工作人员验证准备好的父级，附加确切的存储字节，并返回提交的版本和任何所需的视图重新加载。经理在发布待处理的工具更改之前采用该收据。每个事件仍然会在运行时推进之前提交；批量转录导入重用其事务本地附加游标。根检查读取元数据而不保存提示有效负载。没有引入跨事务根缓存。
等待的元数据和压缩保留数据库执行器，而无需在网关线程上打开本机句柄。工人准备存储并公布其物理身份；转录本和会话条目挂钩使用该身份来获取现有提交收据。经理排序、实时写入权限和承诺视图采用保持不变。已发布的同步持久性方法保留其单独的本机适配器。
转录重写准备和发布复制可变视图容器，同时保留已拥有的字符串值，因此旧工具结果和图像有效负载不需要主线程上的另一个完整字节副本。准备好的视图保持独立可变。不透明的结构化可克隆 SDK 数据保留本机快照语义。 Worker 写入顺序、原子发布和存储字节未更改。
附加收据在一个事务本地查询中读取活动身份、投影准备情况和最新序列。一条干净的最新消息与可见尾消费者共享结果；本机重入或待输入突变需要重新读取尾部。脏和未分类的投影仍然使用存储的导航。无操作维护计划使用现有读取返回下一个截止日期，并在选定的写入队列和本机突变见证下同步消耗它。新的踢球和活动使调度决策无效；显式的后续元数据读取仍然消耗当前提交的行。架构、存储字节、持久性、保留、权限和更新行为保持不变。
运行时自定义消息、提示缓存标记、引导完成和提示错误标记以及嵌套工具活动使用相同的等待编写器。管理器在排队之前捕获自定义有效负载，在准入时重新检查其当前父级，并在发布结果之前采用提交的版本。用户输入托管和交易本地回调保留其现有的准入和提交合同。
运行时报告导航和写入使用同一代理的代理数据库所有者。自定义报告选择器使用主机上准备好的事实，并且工作人员在附加之前比较脚本版本。只有确定版本冲突才重复选择；不确定的写入永远不会重播。启动孤儿修复保留其本机事务，因此会话结算和报告保持原子性。捆绑会话调用者在依赖发布之前等待该所有者。附带的同步 SessionManager 方法仍称为第三方兼容性适配器，已弃用并在弃用期后的后续稳定版本中删除；每个进程每个方法都会发出一次警告。隐身报告使用记忆参与者；同步持久性方法拒绝访问并命名等待的替换。架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。请参阅 [SDK 迁移](/plugins/sdk-migration/how-to-migrate#await-session-transcript-persistence)。
频道身份管理、个人资料显示和头像编辑、角色分配、电子邮件链接和 HTTP/WebSocket 登录获取使用该编写器和现有的读取工作人员。工作人员提交收据发布受影响的个人资料、别名，并通过个人资料所有者显示事实；热登录检查可避免不必要的写入事务。通道入口在读取工作人员中准备准确的身份和角色事实，然后保留配置文件所有者的物理存储和突变修订。最终所有者检查会读取这些修订和当前配置，而无需查询 SQLite。相关身份或角色突变撤销发表前的先前授权；关闭或更换商店将使其保留的权力失效。显示缓存和发现快照不授予权限。当网关运行时，其他进程必须使用其 RPC 进行配置文件更改；不支持直接进程外 SQLite 写入。医生维修和迁移在其现有的离线维护或启动所有者的领导下运行。
自我资料披露与现有资料权威读取一起进行，重用其选定的身份和 GitHub 事实。最近的项目在同一个读取工作人员中准备精确的合并别名，并在响应之前重新检查其原始请求者和配置文件权限。他们的下一次读取使用作者无效的事实或当前行。一旦脱线，冷会话投影就会补充轮廓目录；物理更换或首次出现会使准备状态失效，并通过同一所有者进行刷新。热目录读取仅保留在内存中。 Cookie 和助理媒体响应通过响应关闭保留这些目录事实，并在披露之前同步检查当前角色和访问策略。架构、存储字节、FIFO 写入、接受写入结算和更新行为均保持不变。
冷同步配置文件读取仍用于已发布的工具构建、提及收件箱记录、转录演示和独立引导 SDK 合约。历史工作者在自己的线程上使用相同的本机选择器。这些保留的路径仍然是迁移债务，直到它们的 SDK 调用者可以使用准备好的事实；它们并不能证明网关中本地目录水合作用的合理性。
聊天帐户标签通过共享状态读取器准备其所有者显示和个人帐户摘要，独立于排队写入。结果投影从不初始化配置文件模式或读取 SQLite；他人已建立的选择的查看者仅收到其公共所有者标签。个人资料所有者在披露之前隔离更改的身份、显示出版物、待处理的突变和物理替换。新读取会消耗当前行，而无需外部提交探测。配置文件创建和首次使用架构准入仍由现有配置文件编写者负责。
捆绑的会话共享调用者通过共享状态读取工作器准备可移植配置文件和 GitHub 身份队列。一个公认的阅读范围服务于该群体；有界连接拥有的结果重用其当前修订版，在本地写入器收据、模式更改和处置上无效。同步投影保留演员顺序、缺失的配置文件、合并别名和辅助 GitHub 登录。已发布的同步 SDK 投影仪在下一个 SDK 主要版本中仍然可用。最终源会话披露防护仍然读取主机上选定的会话密钥：原始同步 SDK 编写者不会发布完整的撤销事实。保留的代理读者共享准入和同步消费，无需外部观察范围或在最终防护周围添加事务。当下一个 SDK 专业删除这些作者和会话所有者出版物涵盖所有撤销时，这些警卫退休。架构、存储字节、权限、保留、持久性和更新行为保持不变。
秘密存储到期在该工作线程中运行，以进行计划的网关清理和突变后清理。调用者在屈服之前捕获数据库和到期截止日期； Worker 保留现有的 SQL 和过期规则，并仅返回已删除的计数。当其中一个活动处于活动状态时，计划的扫描会合并，网关关闭会停止计划并加入接受的清理。保存配置路径密钥的 OpenClaw 聊天会在同一个工作进程中写入其存储条目：一个事务创建一个随机条目名称，插入一个新行而不触及现有条目，并在事务和提交时通过请求者的实时权限允许写入。普通设置集、批量导入、删除和精确写入器回滚现在使用同一写入器，元数据列表使用现有读取器。商店限制的问题通过持久性保留权威，并仅发布公认的安全答案。 Reset 会立即隐藏他们的公开条目，而已接受的作品则私下解决。提交后运行时刷新；失败的刷新永远不会邀请重播已保存的答案。发布的同步问题SDK方法保留其契约。精确值和一致的执行环境快照在同一读取工作线程中使用有界命令。主机在屈服之前捕获物理存储，向其编辑所有者注册返回的秘密，并使用其进程本地密钥密封执行哨兵。每个 exec 调用在等待运行的共享快照后都会重新检查其现有的源权限；通用 SecretRef 呼叫者保留其当前的激活防护。隐藏的 GitHub 操作和 CLI 允许的主机设置者仍属于其现有所有者。架构、保留、存储字节和更新行为保持不变。
布置更改报告在协调期间向现有布置收据所有者订阅，按会话合并提交的更改。所有者比较内存中已发布的行事实；退休携带来自同一条件删除的已删除身份。报告不会获取 before/after 库存快照，并且在后续工作失败时仍会发布已提交的更改。并发提交的更改可能共享一个通知批次；通知不授予执行或删除权限。元数据更改仍然使用目标共享状态读取工作线程。调度排序、当前权限检查、工作区保留和更新行为保持不变。
每个代理的目标发现使用物理数据库的承认模式，而无需选择会话行来证明可用性。修复了共享存储仍然读取其逻辑代理命名空间的问题。记录的隔离仍然具有权威性。规范验证收据共享相同的物理许可；他们的认证和离线修复作者发布了承诺的替代品。普通会话写入不会使收据过期，并且回滚无法发布未提交的收据。
生命周期突变返回其提交的插入和删除的结果条目计数。最终确定仅减去已确认的保留删除；归档发布后，它不会再次查询计数。稍后的生命周期操作会读取自己的起始计数，因此早期提交之后的不相关写入属于该后续操作。可以更改任意行的医生回调仍然计入其事务内。
热维护读取使用当前年龄提示和一个计数语句，无需显式事务。容量压力仍然需要完整的规划，其多次读取保留其快照。待处理输入历史记录同样保留其跨计数的事务、有界元数据和选定的有效负载读取。架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。
机器目录通知合并待处理的配置文件更改，并通过同一读取工作器选择其相关位置。网关在读取后发布密钥会话失效，并在关闭时耗尽挂起的报告。每个批次都会读取当前的放置和环境事实；它不保留放置缓存，也不扫描主线程上的放置库存。
此执行转换不会更改架构、存储字节、保留、配置或更新行为。这些合约的更改遵循 [ 存储审核检查点 ](/reference/database-schemas/storage-changes#review-checkpoint-for-material-changes)。
iMessage 资源授权通过其现有的只读消息数据库工作线程读取未缓存的消息到聊天成员资格，并在返回之前加入读取器清理。资源所有者保留本地可执行证明、独享账户绑定、会话匹配；读取后回复发送重新检查实时调用者权限。丢失或失败的读取保留现有的委派拒绝和直接操作员行为，而不会回退到主机 SQLite。
管理技能档案上传使用共享状态工作人员进行暂存、到期清理、提交、安装声明、租约续订和消耗。主机保留每次上传锁定和临时存档实现。在消耗或释放确切的所有者租约之前，安装完成会加入已接受的续订；数据库关闭加入回调及其保留的工作线程清理。清理拒绝替换物理数据库，并且无法删除后继者的租约。上传格式、过期限制、安装权限和更新行为保持不变。
回复恢复通过现有代理数据库执行器读取文件支持的逻辑会话条目。工作器保留标准初始化和模式迁移、逻辑键和折叠候选验证、配置的所有者推断以及逻辑代理和共享物理存储之间的区别。捕获的注册机构仅在发送后遵循同一开放所有者见证的注册变更。在较早的写入器后面排队的读取可能会在打开其参与者之前刷新注册表事实，但必须证明原始逻辑所有者、物理目标和调用者权限未更改。它从不重放分派的操作或接受目标重新关联。恢复呼叫者等待结果并在入院或回复决定之前重新检查其实时权限。事务谓词和提交检查保留在其现有的编写器中。持久回复准入使用相同的执行器进行租约注册、初始化和条目读取。在等待作者、主动轮换或交付时，它保留对工人经过验证的本地代的声明。排队准备保留其原始目标，并在早期尝试解决后借用执行程序，因此取消一个空缺不会取消另一调用者的待准入。清除回复会立即撤销索赔；现有的后继屏障在稍后的准入继续之前加入其异步释放。丢弃的读取和失败的准入也加入了借用的执行器释放中。隐身条目使用记忆参与者。持久的 SDK 兼容性仍然是单独的债务；这并不会使整个回复路径摆脱主机 SQLite。
Discord 线程绑定启动和捆绑突变使用现有的插件状态工作线程。入站和出站活动、绑定更改、生命周期设置、线程删除和到期都在等待它们的突变。现有的注册表会序列化写入，在工作人员准入时检查实时管理器和注册表修订，并在关闭使管理器退休之前加入接受的绑定和写入。管理器和会话范围的突变共享帐户排序，但 Discord 网络准备位于共享持久性队列之外。会话范围的操作在等待之前保留其选定的帐户，因此稍后的解除绑定包括先前承认的绑定。报告活动写入失败，而不抑制入站调度，其原始中止和策略权限仍然是最新的。稍后的同步 SDK 更新基于已提交的行；延迟确认保留了较新的预测。如果本机读取在观察待处理目标之前失败，则兼容性调用会使其对工作结果的投影保持不变。接受的元数据使用现有的 JSON 编解码器在队列等待之前捕获嵌套值。中断的全地图保存会报告其已确认的前缀而不重播它，并且已确认的目标突变仍然会成功。全地图注册保留了跨账户持久性和有限驱逐新近度；活动保留其 15 秒合并。不可用的持久性会保留现有的内存中回退，而撤销的权限则拒绝发布。存储的记录、命名空间边界、架构和更新行为保持不变。公共 Discord SDK 的同步列表、触摸、生命周期 setter 和取消绑定兼容性路径保留在同一所有者之下，不推荐在下一个插件 SDK 主要版本中删除。捆绑呼叫者使用期待已久的变体。 ACP 启动会话读取是单独的工作线程迁移。
共享和每个代理身份验证配置文件成功和失败簿记使用现有的身份验证配置文件共享状态域和共享代理执行器。调用者在准备继承的所有权和提供者观察之前捕获物理存储和执行权限。重叠的运行状况准备保持有序，但在只读子项加载行或提供程序探测运行时，候选存储不会保留数据库编写器。只有就绪写入连接其选择的数据库FIFO；不相关的会话写入可以在准备期间继续进行。工作人员重新读取当前行并应用与个人模型帐户相同的健康缩减器；继承的成功会清除健康状况，而不改变共享所有者的最后好选择或轮换时间。提交的事实更新现有的运行时快照所有者。网关关闭拒绝新的簿记并在关闭工人运输之前加入已接受的操作。不确定的结果永远不会重演。架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。已发布的同步验证存储保存 SDK 仍然可用；配额重新探测和显式块突变保留其现有所有者。
个人、共享和每个代理 Codex 令牌共享凭证使用相同的凭证颁发机构所有者。冷准备会读取现有的身份验证工作人员并保留源优先级，包括稍后可能覆盖共享凭据的不存在的本地配置文件。最终的承载获取防护同步消耗当前所有者持有的事实，没有 SQLite 语句或工作请求。指纹、选定的配置文件和经过验证的待刷新检查仍保留在现有边界；没有保留权限的持久凭证会被拒绝，而不是从准备好的快照中恢复。
个人 OAuth 接受也会消耗提供者准备后所有者发布的凭证。它会比较该凭证一次，无需数据库事务或工作人员请求。刷新写入仍然会在替换之前比较预期的存储配置文件，并且最终的提取防护仍然检查实时权限。 OAuth 分辨率重复使用准备好的个人所有者的当前凭据，而不是再次加载相同的帐户。会话模型选择异步准备 auth-pin 提供者元数据；其发布的同步 SDK 后备版本在 2026 年 12 月 31 日之前仍然可用。
凭证作者在持久生效之前开始同步发布。工作人员在提交之前拒绝了主机管理员，并且在和解解除该否认之前，提交的后图像或删除内容到达了所有者。本机兼容性编写器使用相同的发布顺序。已知的回滚会保留先前的事实；即使稍后的写入成功，未知的结果也会拒绝凭证的影响，直到所有者重新启动为止。仅使用、顺序和冷却时间更改不会撤销保留的凭证。目录结算通过现有的传输承载其凭证信息；它不会从工作人员快照中授予权限。
写入者条目托管涵盖登录、导入、设置、提供程序持久性、OAuth 索赔和结算、注销、外部 CLI 同步、机密应用和回滚、医生和重定位、目录写入以及接受凭证密钥的通用机器状态写入。托管棘轮检查已审查的入口边缘，包括发布的同步SDK写入器，其签名保持不变。它们的同步读取器仍然达到本机身份验证 JSON 原语，因此这些静态 T1 站点仍然存在 SDK 兼容性债务。 Codex 最终防护不再使用该本机读取器。架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。
捆绑的 CLI- 支持和系统代理推理正在等待现有的身份验证配置文件读者。 Logout使用现有的auth writer进行删除和补偿；其事务在删除之前会比较所选凭证一次。如果目录清理失败，仅当单元格仍与删除的提交值匹配时，补偿才会准确恢复每个先前的单元格，包括缺失的凭证行。删除和恢复通过同一凭证颁发机构所有者发布，因此后续使用会被撤销，并且不确定的结果仍然被拒绝。选择清理会消耗删除结果，而无需重新读取凭据；在清理期间重新连接相同的配置文件 ID 可能需要再次选择该帐户。
运行时身份验证源检测使用现有代理和共享身份验证读取器。它在产生之前捕获可能的共享存储目标，并通过分类和清理留住读者。丢失的数据库、表和行仍然不存在；当前不可读的凭证存储仍然选择标准加载程序的拒绝而不是环境回退。不可读的状态单元不会将独立丢失的凭证行更改为当前源。工具发现携带准备好的存在事实，同时保持凭证加载惰性。延迟的媒体选择和列表在使用前刷新负面存在事实；显式提供的 auth-store 快照保留其现有的生命周期。 Doctor、CLI发现和发布的同步编码工具构建保留了其原生兼容性路径。捆绑的调用者在调用该工厂之前准备存在。架构、存储字节、保留和更新行为保持不变。
问题解答和取消权限将新的工具策略分类与问题所有者的最终会话读者批次组成。原始实体商店、创建者、调用者和后端在准备和持久等待过程中保持绑定；策略谓词和实时所有者断言立即在效果之前运行。嵌入式问题解决和本地秘密解决使用相同的同步读者-消费者边界。捆绑的注射适配器通过了等待的准备工作；发布的自定义调度程序保留了新的同步兼容性检查。存储绑定的秘密答案在两个共享状态写入授权中保留其预先存在的索引会话所有者检查，并事先完成本机准入。当图像消除发现没有悬而未决的问题时，不预测问题策略；普通转向保留其自身的承认。架构、保留、持久性、配置和更新行为保持不变。
GitHub 授权和存储库工作的代理生命周期准备通过现有共享状态只读工作线程读取一个索引语句中的化身和删除栅栏。准备工作在等待后重新检查当前名册和当地拒绝录取的情况。可选的出处表缺失保留了遗留身份；读取不会创建它。
最终的 OAuth 设备代码令牌轮询和发布、凭证子进程、存储库传输和提供程序消耗防护保留同步当前读取，因为本机和 SDK 编写器可以撤销主机发布之外的代理。该警卫使用相同的索引 journal/provenance 投影，无需交易信封或日志有效负载扫描；它从不将准备好的事实视为当前的权威。在删除同步编写器并且生命周期所有者发布完整的撤销事实后，在下一个插件 SDK 主要版本中撤销此本机防护。已接受的 GitHub 配置草案突变保留其同步化身检查；准备切换没有添加新的最终配置发布合同。架构、存储字节、权限、保留和更新行为保持不变。
服务 Claw 监视器处理程序在等待包所有权之前通过共享工作程序准备其删除日志。它在准备后重新检查服务调度程序绑定，并在静止、排出和确认时保留同步当前日志保护。 Cron 的同步入队、唤醒和执行切换同样会在生效之前保留其当前的删除检查；等待的准备答复不能取代这些最后的守卫。
代理退休还保留了所有者为文件系统和配置突变回调创建的同步最终效果保护。在索引当前 SELECT 之前和之后检查原始主机租约寿命，涵盖删除日志、租约所有权和到期以及预期的 Claw 安装（如果存在）。守卫在没有新鲜度探测的情况下读取当前行，不打开写入事务，也不发送工作请求。 Worker 事务授权继续使用 SQL-free 主机检查和权威 Worker 谓词。移除这个最后的防护需要下一个插件 SDK 主要移除同步编写器并完成生命周期撤销发布；准备好的工人答复不能替代它。 GitHub 身份草案突变同样将其单个当前化身查询保留在其原始接受的突变检查点。
删除期间的包清理还在文件系统应用和回滚之前保留其工件范围的包租约保护。它检查实时包所有者和一个索引的当前租约 - owner/expiry SELECT；仅代理删除租约无法在仅包接管后授权这些效果。准备检查保留在内存中，工作人员写入保留其事务本地租赁检查。在下一个插件 SDK 主要删除原始同步包编写器并完全撤销发布替换它们后，退休同步包防护。
Doctor 的保留会话密钥修复在返回或开始另一次修复之前等待其临时历史读取器的清理。以下修复可以立即重新打开同一数据库；现有的日志和重试语义保持不变。这不会更改架构、保留、权限或更新格式。
已知来源历史读取在工作准备期间跳过本机准入。冷读使用现有的读候选所有者在选择通道之前保留任何可用的本机句柄。工作人员保留物理身份、模式、隔离和调用者权限检查；冷读仍然与第一次创建时序列化。
工人拥有的退休清理借用其保留的执行者，而不是获取本地读取候选者。确切的清理范围会重新检查主机的活动性，而工作人员的补助则保留持久的日志和租约检查。普通冷读保留本机读候选所有者及其现有的发布顺序。只有被删除的代理拥有的存储才会收到独占的清理执行器。从幸存代理的共享存储中清除该代理的条目会借用幸存者承认的所有者，而无需关闭它或取消其其他借用者。
OAuth对等防护、恢复和结算使用现有的auth reader和agent writer。 Discovery 保留每个候选人的物理数据库身份，包括注册的自定义路径。作者会比较其交易下的确切凭证，发布已确认的更改，并在栅栏回复丢失时保留临时索赔保管权。接受的刷新通过提供商等待和对等结算保留其授权工作所有者；网关关闭拒绝新工作并在关闭传输之前加入该解决方案。
惰性共享身份验证引导程序在现有共享状态工作线程中运行。空的遗留源通过共享所有权提交保留其现有文件写入保留；实时主机允许重新检查源身份和所有权。在重新定位空存储之前，工作人员会重新读取所有权和挂起的迁移清理。 Doctor 仍保留不可读或已填充的遗留存储。发布的同步`agent-runtime` auth-store保存API和Doctor保留其原生准备；同步候选读取器还服务于 CLI 的即时共享密钥替换防护。
个人模型目录选择在一个 auth-worker 请求中一起准备其默认链接和选定的凭据。目录组成通过在出版前读取和检查来保留原始凭证和链接权限。这些更改保留了架构、存储的字节、保留和更新行为。
### 共享状态查询合并
ACP 重放记录和重放读取通过共享状态工作线程运行。在将事件插入同一事务之前，追加会一起更新序列、元数据和字节记帐；插入失败会使簿记回滚。重播资格和事件共享一个声明，包括完全空的重播。插件状态键控查找和查找许多重用相同的有界收据后图像和墓碑，如每个键驻留时所观察到的。冷批仍然通过worker读取；过期和提交的本机或工作人员写入使缓存值无效或替换。发布标识使用 SQLite 的文本键规范化，因此接受单独的 UTF-16 代理及其替换字符别名共享失效。公共比较令牌范围保持不变。返回的 JSON 仍归调用者所有。
命名空间列表与 64 个命名空间、8 个 MiB 绑定共享该缓存所有者。提交的写入使其命名空间无效，未知的结算使数据库列表无效，并且每次读取都会过滤过期条目，而无需其他工作请求。返回的列表和值与保留的快照分离。
仅在找到符合重新激活条件的已完成子代理运行后，代理调度才会读取 ACP 元数据。普通转弯，没有工人要求的这种运行跳过；实际重新激活保留 ACP 排除和实时调度检查。
语音唤醒读取和写入、配置写入元数据和 Claw MCP/package 采用使用现有的共享状态工作线程。语音唤醒写入返回提交的时间戳，无需后续读取。通用同步机器状态 API 保留其他调用者以等待其所有者级别的切换；这些更改不会将这些调用者归类为仅限工作人员。架构、保留、存储字节和更新行为保持不变。
### Transcript 访问器 API 切换
普通的记录重写使用准备好的消息工作器操作。转动游标发布消耗单个消息的追加收据和批量的历史工作者。本地绑定参与者的规范会话替换使用 `session.entries.replace` 和现有的绑定结算所有者。终端会话记录的新鲜度使用历史工作者的元数据投影。当稍后的副本写入发生时，持久上下文使用者会保留其捕获的快照；业主和入场检查在消费前仍然适用。
本机访问器内核仍然与已发布的同步 `SessionManager` 方法和不透明转录事务回调共享。捆绑调用者使用异步替换； incognito 使用没有本机内核的内存参与者操作。不推荐使用未绑定的harness删除回调，转而使用本机绑定生命周期或提交终结器帮助程序；它们的本机事务行为将保留到下一个主要插件 SDK 为止。初始化回滚和离线维护也保留其现有的原生事务。这些混合内核不属于仅工作内核。本机隐身所有者已被删除。
### Anchor读取水印事实
已经需要当前转录本投影的锚读取从同一投影快照返回其水印。它不会发出单独的保留水印查询。独立水印读取和早期上下文权限检查保留了现有的数据库读取器。架构、存储字节、保留、权限和更新行为保持不变。