会话读取终结任务：迁移收据与两轮版本账本 ​

沿会话迁移与多键读取路线，交两份独立初始化的记录。第一份证明客户端换副本时没有遗忘所需历史；第二份证明一次多键结果自身满足依赖。向量分量、单键版本和逻辑顺序标签分别编号，不能看它们恰好都是小整数就混用。

下载标准库核验器，运行以下任一命令，JSON只写到标准输出：

python foundation-session-read-check.py
python -O foundation-session-read-check.py

第一份：三个副本、两个会话令牌 ​

固定A/B/C三个来源及同名完整副本，向量分量依次为A、B、C。所有初始前缀为000，客户端R=W=000，启用RYW、MR、MW、WFR。业务键x、y、z初始不存在。

每个写身份为(来源,来源序号)。每来源从1起连续产生写；一条消息到达时，只有来源下一号且dep≤F才公开，否则WAIT。每次本地成功写复制当前F为dep，并生成大于本节点所知标量的逻辑标签；同键按(标量,来源)最大者解释。

从自己的写到另一台机器 ​

表中c1是另一个客户端在C的独立写z=side，发生于b1之前或之后都不改变它与a1的独立性。C已应用c1不表示主会话读过它，主会话R在该行仍100。

四条业务写的记录为：a1的dep000、逻辑标量1；b1的dep100、标量2；c1的dep000、标量1；c2的dep111、标量3。c2把z从side改成done，因果覆盖和最大顺序选择一致。c1与a1标量相等并不等于同一写，来源区分身份。

先收到回复，仍不能先公开回复 ​

在C001时先投递b1，来源B确实是下一号1，但dep100尚未满足，所以返回WAIT。C不能把F直接改011。先应用a1变101，再重试同一b1，才变111。重复应用已存在的相同身份返回DUPLICATE；修改该身份的内容则拒绝。

这里有两个不同不足：客户端向C写时缺少会话令牌下界，复制消息b1向C公开时缺少写依赖。只修第一种入口、却让后台复制直接覆盖值，仍不能给会话外观察者保证MW/WFR。

交付时逐项列出每次INCOMPLETE之前与之后的R/W、F及写历史大小，确认拒绝没有产生本地副作用。这是已到服务器准入门的明确结果；网络RPC超时后的未知结果不在这份本地模拟里。

四种缺门的最小反例 ​

分别重新初始化，每次仅关闭一个保证，其他三个保持开启：

• 关闭RYW：主会话在A写x=1，然后在B读到不存在。R还没增长，MR挡不住
• 关闭MR：别人先在A写x=1，主会话读到它，再到B读不存在。主会话W始终0，RYW挡不住
• 关闭MW：主会话在A写新库，再在未同步的B写依赖新库的程序；C只接收B写便可看到程序却没有库。此前没有读，所以WFR没有下界
• 关闭WFR：主会话在A读原帖，再在B写回复；C只接收回复便可先看到回复。此前没有本会话写，所以MW没有下界

这四份执行在公开JSON中分别给出true的失败标识。应能解释哪项令牌为何为空，以及第三观察者为什么需要传播门；不必把同一例子的变量名换四遍。

第二份：精确补到2，而不是顺便取3 ​

重新初始化单集群的两个键x/y；每键单写者，初始0版为空。依次公开x1=public、y1=old，二者没有非零跨键依赖。版本号只在自己的键内计数，与第一份来源序号是另一套命名空间。

首轮冻结要补的目标 ​

请求集K={x,y}。首轮先读x1并原子登记pin(x)=1。随后公开x2=private，再公开依赖x2的y2=personal。首轮读y2并登记pin(y)=2，得到第一批结果(x1,y2)。

x2的完整依赖为{x:1}；y2为{y:1,x:2}。将首轮实际版本和所有完整依赖在K内取最大值，得到目标t={x:2,y:2}。只需要第二轮get-exact(x,2)，不用再读y。

新写不能改掉这张目标表 ​

在精确补读前，公开y3=sanitized；它继承y2的前驱，完整依赖为{y:2,x:2}。再公开x3=public并让它依赖y3，完整依赖为{x:2,y:3}。

正确算法仍返回x2=private与y2=personal。若把第二轮替换为latest(x)，会得到x3和旧y2，违反x3所要求的y≥3。这是一个真实改变依赖的迁移，不只是把2换成3重新算一次。

要求列出第二轮版本x2为何没有额外要求：它的全部前驱已经包含在首轮y2的完整dep中。一般情形也是如此，每个次轮目标都来自某个首轮结果的实际依赖，不是临时猜测或尚未产生的版本。

精确版本的保留账本 ​

当前已经到x3/y3时运行GC。两个活跃pin分别为1和2：

第一行不能删除x2，尽管x3已经存在。第二行是接着第一行执行的删除列表，因而不会重复列已经删掉的0。关闭后各键只剩当前3版。

如果故意违反存储合同，在需要x2时把它删掉，参考器返回RETRY，保持原客户端上下文不变并释放已取得的pin。不要用x3补洞。显式取消也不更新上下文；即使目标历史值仍在，用旧句柄发起迟到exact仍会被拒绝。

第三份迁移：最近依赖与完整闭包 ​

重新初始化x/z/y各1版为old。首轮先读x1、z1。随后公开x2=new、依赖x2的z2=middle，以及依赖z2的y2=result；首轮最后读y2。

只看最近依赖时，y2只告诉你补z2，第二轮拿到z2才发现还缺x2，得到x1/z2/y2并不一致。完整dep(y2)为{y:1,z:2,x:2}，首轮一次就算出x2/z2/y2；第二轮的两个精确请求并行完成，返回new/middle/result。

若请求集合改成仅{y}，返回y2不必附带x/z的业务值；它们的存在由集群依赖先公开的合同负责。不能把“结果没有返回x”误判成丢失依赖，也不能在没有该集群合同的任意数据库上套用同一结论。

验收与成本 ​

会话部分交出全部本地前缀和R/W变更、明确拒绝与WAIT、四个缺门执行。可再把成功读返回的完整F改成一个已证明充分的相关写子集，说明可用性为何可能提高；没有相关写证据时不允许凭直觉删分量。

多键部分交出首轮值与完整依赖、固定目标、精确次轮结果、pin/GC/取消账本。对每个返回键y和也被请求的前驱键x，检查版本不小于dep(y)[x]。空请求集合返回空对象，不申请pin；输入重复键拒绝。

两轮最多2k个读取请求，客户端目标计算期望O(1+k+D)。最终结果的D′条依赖、已有上下文U项另付O(1+k+D′+U)；示例释放和GC还扫描当前P份pin，GC另扫该键V份版本。两个m维会话令牌的O(m)空间、每键历史字节、依赖元数据和审计JSON分别计入，不把某一项小界套到全部系统。

这些轨迹模拟原子本地接口与合法消息，未实现可靠存储、网络认证或超时回收。无故障处理完成条件与真实网络延迟上界不同；有限测试通过也不构成对一个生产协议的认证。