refactor(runtime): collapse speculative portability layers

Remove the one-consumer bounded-read primitive and shared terminal lifecycle controller, make terminal cleanup one awaited provider operation, and reuse one Code Runtime contract suite. Keep only reproduced cancellation and policy fixes; defer unproven replacement, prompt-attribution, and streaming-frame concerns to scoped markers.

packages/pty/pty-local/README.zh.md

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 该插件注入 `pty`、`sandbox`、`sandboxPolicy` 和 `subprocess`，然后注册所配置的后端类型（`shell`）。`danger-full-access` 会直接启动 shell；受限模式则通过 `ctx.sandbox` 包装确切的 shell argv。系统在 spawn 时解析会话的实际模式。当某个所有者存在开放的 PTY 或正在进行 spawn 时，如果配置变更会得到不同的实际模式，系统会在对应 `sandbox/mode` 事件提交前拒绝该变更。该限制绑定到确切所有者，因此即使提供方重新加载并保留现有会话，它仍然有效。更改模式前，请等待创建结算并关闭会话，避免以更宽权限打开的终端在权限降级后继续存在。
 
-就绪检测结合以下机制：由前台状态验证的私有 bash 提示符标记、提供方报告的前台 stdin 等待事实、静默回退和绝对超时。只有最近一个自有标记之后的可打印尾部与受控 `PS1` 完全相等时，系统才会把标记视为就绪；即使 OSC 标记和提示符被拆到多个数据回调中也是如此。因此，如果回显的输入或输出跟在延迟到达的先前提示符之后，该提示符无法使当前 send 完成。在一次经过信号处理的 send 未出现提示符标记却返回 `inferred_idle` 后，下一个标记仍归属于该先前 send；即使该标记出现在后续 send 的输入回显之后，也不能使后续 send 完成。系统会在写入边界丢弃提供方写入前收集的提示符与静默证据，包括写入前的前台检查尚未完成时收集的证据。如果 bash 在终端提供方发布其重新取得前台进程组的状态前打印标记，轮询会在普通静默上限之后再保留该候选状态 `handoffGraceMs`，使恰好同时发生的前台交接有机会胜出。因此，继承 `PROMPT_COMMAND` 的交互式子进程无法持续压制推断空闲就绪，最多只能延续到绝对超时。未知的前台状态绝不会作为精确空闲的正向信号。同样，一次 send 之前就已存在的前台进程组 stdin 等待并不代表写入后就绪：必须先观察到同一进程组脱离该等待，之后再次进入等待才能使该次 send 完成；前台进程组发生变化则构成新的证据。尚未发布的启动过程中，回退路径要求已经观察到输出；零输出静默不能发布空会话，超时则拒绝 spawn。取消操作会关闭尚未发布的 shell，并以调用方提供的确切中止原因拒绝；`PtyBackendCleanupError` 会单独保留清理失败。终端分配返回时，分配信号会解除关联；就绪初始化则保留设置阶段信号，因此后续取消无法终止已发布的持久会话。未完成的终端控制序列受 `maxReadBytes` 限制；超过上限后，系统会丢弃内容直到其终止符。末尾的回车会跨回调保留，使拆分的 CRLF 合并为一个换行。
+就绪检测结合以下机制：由前台状态验证的私有 bash 提示符标记、提供方报告的前台 stdin 等待事实、静默回退和绝对超时。只有最近一个自有标记之后的可打印尾部与受控 `PS1` 完全相等时，系统才会把标记视为就绪；即使 OSC 标记和提示符被拆到多个数据回调中也是如此。因此，如果回显的输入或输出跟在先前提示符之后，该提示符无法使当前 send 完成。系统会在写入边界丢弃提供方写入前收集的提示符与静默证据，包括写入前的前台检查尚未完成时收集的证据。如果 bash 在终端提供方发布其重新取得前台进程组的状态前打印标记，轮询会在普通静默上限之后再保留该候选状态 `handoffGraceMs`，使恰好同时发生的前台交接有机会胜出。因此，继承 `PROMPT_COMMAND` 的交互式子进程无法持续压制推断空闲就绪，最多只能延续到绝对超时。未知的前台状态绝不会作为精确空闲的正向信号。同样，一次 send 之前就已存在的前台进程组 stdin 等待并不代表写入后就绪：必须先观察到同一进程组脱离该等待，之后再次进入等待才能使该次 send 完成；前台进程组发生变化则构成新的证据。尚未发布的启动过程中，回退路径要求已经观察到输出；零输出静默不能发布空会话，超时则拒绝 spawn。取消操作会关闭尚未发布的 shell，并以调用方提供的确切中止原因拒绝；`PtyBackendCleanupError` 会单独保留清理失败。调用方信号会转发给终端分配和就绪初始化；句柄一经发布，便负责自身生命周期。未完成的终端控制序列受 `maxReadBytes` 限制；超过上限后，系统会丢弃内容直到其终止符。格式错误的 UTF-8 终端输出使用替换字符；末尾的回车会跨回调保留，使拆分的 CRLF 合并为一个换行。
 
-取消发送会先把排队输入标记为已取消，再请求终端句柄向当前前台进程组发送真正的 `SIGINT`；如果异步的写入前检查随后才结算，也无法执行该输入。被取消的发送会保留其槽位，直至前台信号发送结算，因此后续发送不会成为该信号的目标。取消绝不会通过写入 `\x03` 模拟中断，因此原始模式程序仍可取消。发送在提供方异步写入期间超时，或在该写入仍未完成时其取消信号发送失败，都会报告各自结果，但继续占用该槽位，直至写入结算，从而避免延迟到达的字节与后续发送交错。关闭操作会在关闭开始后拒绝新的公开信号请求，等待已经在途的公开信号请求全部结算，再启动由提供方负责的 TERM→KILL 全会话清理，并在终端结果之后等待完全停稳。清理失败不会缓存成永久拒绝的关闭操作；后续关闭会重试提供方操作。
+取消发送会先把排队输入标记为已取消，再请求终端句柄向当前前台进程组发送真正的 `SIGINT`；如果异步的写入前检查随后才结算，也无法执行该输入。如果提供方写入已在途，信号发送会等待写入结算；写入被拒绝时不会发送信号。被取消的发送会保留其槽位，直至写入和前台信号发送都结算，因此后续发送既不会收到延迟字节，也不会成为该信号的目标。取消等待期间，绝对截止时间仍保持启用。信号发送失败属于终结性传输失败，并会使当前发送被拒绝。取消绝不会通过写入 `\x03` 模拟中断，因此原始模式程序仍可取消。关闭操作会拒绝新的公开信号、停止就绪轮询，并等待句柄执行由提供方负责的完整会话终止，之后才将当前发送以 `session_exit` 结算。
 
 ## 模型体验