Tianyi Cui
9.3 KiB
Agent Note: 每个 LLM（大语言模型）请求都可从会话日志重建
Status: implemented
English | 中文
问题
请求流水线未能保证前缀稳定性以利用提供方缓存，会话日志也无法重建模型实际看到的内容。日志遗漏了 model、系统提示词和工具 schema，同时允许逐次调用的请求改写。因此缓存行为和回放等价性取决于碰巧加载了哪些插件。
快乐路径的参考形态是 MiniCode 的 LLMClient：一个有状态的对话客户端，随对话推进只做追加而不重建，仅在系统提示词、工具集或压缩（compaction）真正改变了模型需要看到的内容时才重置。本 Agent Note 回答的设计问题是：如何在不放弃事件溯源的前提下获得这种纪律。
决策
原则
模型可见 ⟺ 已记录。 凡到达模型请求的内容都必须记录在会话日志中。可检查的推论：循环发出的每个对话请求都是会话日志的纯函数——任何人持有日志即可逐字节重建请求。精确的范围声明：该保证覆盖循环构建的 GenerateOptions；提供方协议格式（wire format）字节由此推导而来，因为两个适配器的序列化在固定代码版本下都是逐消息的纯函数；直接的一次性调用（压缩的 summarize 调用）记录其信封标量（compact/summary.{provider, model, maxTokens}），其输入是对日志区域的确定性代码运算——可从日志加代码重建，因为只有循环会标记请求归属，所以它们不在不变式内。
前缀缓存稳定性是推论 #1，而非标题：一个仅追加的日志经逐节点纯函数投影，在 header 不变时自然产出前一请求的追加扩展——稳定性是涌现的，不是管理出来的。字节精确的审计/回放是推论 #2；带可归因漂移的恢复与 fork 是推论 #3。
机制
消息。 Session.deriveMessages() 带缓存：每个 surface 条目在首次出现时通过公开的逐事件函数 deriveEventMessage(event) 精确投影一次；surface 重写（压缩的 replace，即 SurfaceManager.replaceGeneration）触发重建。调用方每次获得一个新数组，底层是共享的深度冻结消息：通过投影变异已记录的历史是不可表达的（会抛异常），取代了旧的逐次调用克隆隔离。外部重建器对日志前缀折叠同一个公开函数，因此不可能有两条路径产生分歧。
EpochHeader 记录请求的非历史状态：调用配置、渲染后的系统提示词、工具 schema 和会话前缀，空值规范化为缺失。request/header 始终写入完整快照：首个循环实例使用 reason initial，后续实例使用 resume，实例内变更使用 change。foldRequestHeader 选择最新快照。旧的 request/header-delta 事件和已移除的 fallback reason 在追加或加载时都会被拒绝。
每个步骤重建提示词组装。在实例的首个步骤中，agent/session-prefix 以一个冻结的空种子为基础，用仅限请求的开场消息进行扩展；结果在通用 agent/pre-step 检查点与边界快照之前被冻结并缓存于该循环实例。首次调用配置从显式的 AgentOptions 出发，保留 fork 覆盖和恢复重配置；后续调用从折叠后的 header 出发。agent/request 只能替换那个冻结的配置种子，模型可见内容通过已记录的通道进入。循环记录欠下的 header 事件（前缀唯一的持久归宿），从前缀、快照和 header 构建 GenerateOptions，对其深度冻结但保持 AbortSignal 活跃。每实例状态仅有缓存的前缀和锚定快照是否已写入。
step/start 是重建边界。 一个步骤从该序列之前的事件推导消息。快照之后的注入加入下一次请求，事件发布期间的重入追加被拒绝。agent/pre-step(agent, turn, step, signal) 仍是当前请求所需内容的通用 seam。header 重建选择该步骤的 request/header，或在无新 header 写入时沿用前一个快照。
强制执行。 dsh-agent-loop/invariant 配套插件向 ctx.invariants 注册，并在被选用时通过一个全新的 Session 独立重建每个循环请求，使活跃缓存无法为自身背书，然后在 llm/stream 处比较消息和折叠后的 header 字段。循环通过 dsh-llm 的 markAgentLoopRequest() 记录精确的冻结请求；这一进程内标识让配套插件和其他请求观察者识别对话工作，而直接的一次性调用无论其冻结形状或会话 id 如何都保持排除。正确性依赖于序列有界的重建，而非监听器顺序。带密钥的 e2e 要求首次请求之后有正值的 cache-read token；逐步骤用量是生产信号，header 变更或压缩表现为下一步骤的 cache-read 下降。
MiniCode 形态：采纳，但溯源箭头反转
与 MiniCode 相同，对话仅追加推进，仅在模型可见状态变更时重置。与 MiniCode 不同，事件日志仍是真源，因为它同时拥有持久化、恢复、边界、工具配对和溯源。Session 缓存从日志推导的消息和 header 折叠结果，使每个请求都可独立检查。
曾考虑的替代方案
- 客户端作为真源（照搬 MiniCode）：在日志之外多出一个运行时真相——两者漂移而无人察觉；见上节。
- 镜像日志的有状态传输客户端：重复对话状态，需要围绕监听器做回滚，留下未记录的编辑面，且仍无法重建请求 header。Session 拥有的缓存加已记录的 header 避免了这些分裂的真相。
- 逐次调用的请求标量（一个可自由变异的配置传给每次
agent/request分发）：监听器可以零记账地逐次切换 model，悄然放弃本设计旨在保护的提供方缓存。配置是逐对话的已记录状态；waterfall（瀑布式事件）提议，日志记录。 - 检测并报告（比较连续请求，发散时告警）：事后捕获违规；违规请求仍可构造并发出。因接口层面的不可表达性而否决。
- 事件驱动组装（仅在变更信号时重新渲染）：存在漏信号的 bug 类别——会话中途注册的工具发出
tools/change而非system-prompt/change，第三方提供方可能什么都不发。逐步骤渲染加值比较在零信号纪律下即可稳健工作。 - 自定义 header-delta 编解码器（系统行编辑、按名称键控的工具编辑、完整配置/前缀替换）：减少了重复字节，却复制了表示及其 diff/apply/fallback 机制。完整快照只保留一种回放表示。
- Header 快照上的叙事性变更字段列表：可以通过比较连续快照推导。
reason仍保留，因为实例边界无法从快照值推导。
后果
- 一个日志无法解释的请求不可能被意外构造——无论是循环还是监听器；变异已构建的请求会抛异常；每个 header 变更都是持久的、可 diff 的日志事件。
- 在建议性通道之间做选择是变更频率的决策，而本设计使稳定的那个在结构上成为默认：
agent/session-prefix的贡献在每个循环实例中只组合一次并逐字复用，因此以零边际成本扩展可缓存前缀，且不可能在会话中途击穿提供方缓存；会话中途变化的内容通过仅追加的历史通道流入——agent.inject()以及工具/prompt-submit 的additionalContexts——每条都是持久的context/message，付出一次代价后即被前缀缓存，代价是在历史和日志中累积。将会话冻结的开场内容路由到前缀，将变更通知路由到历史通道；逐步骤的仅限请求尾部槽位被有意放弃（无消费方，且持久追加覆盖了当前所有更新模式）。 - 在提供方处仍需全价计算的内容是固有的且已记录的：压缩（其
compact/*事件和替换条目）、真正的提示词、工具或配置变更（reason 为change的request/header），或带漂移的进程边界（不同的resume快照）。提供方自身的 reasoning-content 排除由服务端管理。 step/start监听器行为变更（见上文）是对插件唯一可观察的语义变更；agent/pre-step是当前请求的 seam。- 工具结果裁剪（计划中）无需新机制：一个已记录的单条目 surface replace（
start === end），携带同一callId下裁剪后的tool/result——属压缩家族，回放正确，缓存击穿由相同的压力逻辑批量处理。 - 会话日志每个循环实例增长一个
request/header快照，并在真正变更时增加快照。它比 delta 编解码器更大，但相对分片密集型日志仍然很小，并只保留一种回放表示。SESSION_FORMAT_VERSION保持0；旧的 delta 事件被拒绝而非迁移。 - 快照预期输出变更一次（每个 transcript（文本记录）增加其 header 事件）；写入文件系统的 fixture（测试前置数据）以规范化的撰写形式存储，工具参数使用 cwd 相对路径，因为回放只对 cwd 无关的参数路径做往返。
- FIXME(call-config-shape)：重新审视
LlmCallConfig的确切字段集——哪些字段对缓存而言真正属于 epoch 级别（model毫无疑问；采样标量出于谨慎放在那里），以及当适配器需要时，提供方特定的额外项（reasoning 选项、额外 body 参数）应归属何处。