出站与代理栈
出站栈从选定叶节点建立传输，向代理服务器或目标端发送协议字节。
范围
路由和组选择产生一个叶子 Node 后，出站栈负责 capability 分派、可复用协议状 态、transport 建立、TLS 与 REALITY、代理 framing，以及返回给控制面的 TCP 或 UDP 对象。
节点配置见节点参考，组成员选择与健康策略见 组设计，不属于出站栈职责。
普通调用方收到以下对象之一：
ProxyStream：已经建立、绑定目标的 TCP 字节流；或Arc<dyn PacketTransport>：已经建立、面向一个 UDP 目标的分帧报文路径。
推测式 UDP 拨号先返回 PreparedUdpTransport<T>；其 commit 可能失败，且只返回已选中值的 Arc<T>，未选中的 preparation 在 drop 时回滚。来源共享协议（具体的 VLESS XUDP/Mux.Cool、Hysteria2、TUIC，以及所有 MultiTargetTransport）把 transport 提交给 core 所有的 source attachment，使同一 source scope 下的多个五元组共用唯一 receiver。
direct 不使用代理协议，直接连接目标。block 终止请求。其他每个 handler 都根据 选定节点生成代理服务器能够理解的协议字节。
本 crate 负责出站拨号、组与健康检查，并由 honk-core 以 honk_core::{proxy, group, outbound} 重新导出。
实现模块归属
公开的 proxy::*、quic::* 与 quic_boring::* import 路径仍受支持； 实现按职责拆分为普通 Rust 模块：
| 范围 | 实现模块 |
|---|---|
| Proxy 契约 | proxy/{error,packet,outbound,registry}.rs |
| 协议族 | proxy/shadowsocks/{mod,aead2022,stream}.rs；proxy/vless/{mod,handler,mux,cool,encryption}.rs |
| QUIC | quic/{path_health,flow_control,metrics,endpoint,client,stream,boring}.rs |
| AnyTLS | proxy/anytls/{padding,writer,overflow}.rs |
| Score 与健康 | group/score/{evidence,ranking,feedback}.rs；alive/{health,urltest}.rs |
| Session pool | session/{maintenance,speculative}.rs |
| Stream transport | proxy/transport/{grpc,h2_io}.rs；proxy/transport/xhttp/{browser,preparation,request,response,runtime,session,stream,upload}.rs |
| Pooled runtime 生命周期 | runtime/pooled.rs |
共享状态仍留在共同父模块中，子模块不公开这些字段。REALITY、TLS、stream transport 与 UoT 仍由多个协议共用，不归 VLESS 独占。既有测试主题名称在对应协议族内保留。物 理文件、行号及定义模块 metadata 随归属变化；公开 reexport 不会保留 type_name 或默认 tracing target。旧 quic_boring、 vless_mux、shadowsocks_2022 日志过滤目标应改为 honk_outbound:: 前缀下的 quic::boring、proxy::vless::mux、proxy::shadowsocks::aead2022。
Registry 与 capability 模型
flowchart LR
G[Selected leaf Node] --> R[OutboundRuntimeRegistry]
G --> P[ProxyRegistry / ProtocolEntry]
R --> N[NodeRuntime / ProtocolRuntime]
P --> T[TcpOutbound]
P --> U[PacketOutbound]
P --> W[WarmableOutbound]
P --> Q[ProbeableOutbound]
T --> S[Shared transport and protocol codec]
U --> K[PacketTransport]
S --> B[Proxy server bytes]
K --> BProxyRegistry 是协议分派器，不是 session 所有者。每个 ProtocolEntry 包含一个 ProtocolDescriptor、必需的 TCP handler， 以及可选的 packet、warm 与 probe capability 槽。None 槽表示协议 没有实现该 capability；分派会拒绝，而不是静默替换。
src/proxy/mod.rs 中，ProxyStream::into_tcp_stream 保持 zero-copy splice downcast 不变量；proxy/vless/handler/stream.rs 的 ProxyStream::into_vision_splice 对未包装的 Vision TLS/REALITY carrier 类型遵循同一 vtable 分派规则，因此给该 carrier 新增任何包装都会使其无法交接给 splice；PreparedUdpTransport<T> 以一次消费式 commit 隔离推测式 发布并返回精确选中的 Arc<T>；WarmAttempt 在建立期间持有 retention lock， 失败或取消只回滚自己插入的 bit。
Capability trait
WarmRequirement::Session|Udp 选择要建立的可复用状态。VLESS 分别从 TCP 和 UDP path 解析两种 requirement；因此仅 UDP 的 Xray pool 不会被 Selector 预热打开。
| Trait | 操作 | 契约 |
|---|---|---|
TcpOutbound | dial、dial_with_tcp、dial_runtime、dial_runtime_marked | 打开绑定目标的 ProxyStream。dial_with_tcp 可以使用已经连接的裸服务器 socket。dial_runtime 把拥有 session 的工作固定到捕获的 generation。dial_runtime_marked 携带已路由直连流的 DirectMark；只有 Direct 应用它，其他 handler 拒绝该调用。ProxyRegistry 让带 mark 与不带 mark 的拨号经过同一组 generation 栅栏。 |
PacketOutbound | dial_udp_transport、dial_udp_transport_runtime、dial_udp_transport_runtime_marked、dial_udp_transport_speculative_runtime | 打开或准备普通 PacketTransport 契约。runtime 与 speculative 变体防止 reload 或冷竞速工作查询可变的当前状态。带 mark 变体遵循 dial_runtime_marked。 |
WarmableOutbound | warm(runtime, timeout, WarmRequirement) | 只建立 requirement 指定的可复用状态。Hysteria2 用 Udp 验证服务端准入；VLESS 可以把 Session 与 Udp 映射到不同 pool。 |
ProbeableOutbound | test_connectivity | 测试原始代理服务器可达性。协议可以覆盖默认的带 mark TCP 连接。 |
PacketTransport 暴露 relay 目标、send_packet、 send_packet_confirmed 与 recv_packet。对于带队列的 tunnel， send_packet_confirmed 是更强的首包准入点。full-cone 协议还可以声明 服务端 metadata 能够权威指定回包源地址。对于来源共享协议，由 core 串行化各 endpoint view 的发送并持有 transport 的唯一 receive loop。
生产 UDP handler 不返回裸 socket 或 loopback bridge。Direct 与 SOCKS5 把 native socket 包装在 PacketTransport 后面；tunnel 协议在其真实 transport 上实现 framing。
协议 descriptor
src/descriptor.rs 中的 ProtocolDescriptor 是唯一的逐协议事实表。predicate 接收具体节点， 因为 VLESS 的 network 与 TCP path、以及 Trojan transport 会影响 capability 或 pooling。Trojan 与 AnyTLS 共用 network_allows_udp；VLESS 使用规范的 VlessConfig::udp_enabled()。
| 协议 | supports_udp | pool_ready_streams | pool_bare_tcp | Generation runtime | 分享链接 scheme |
|---|---|---|---|---|---|
| Shadowsocks（含 2022） | 是 | 否 | 是 | None | ss |
| Trojan | network 缺省或包含 udp 时 | 仅 tcp/空 transport | XHTTP 之外 | None | trojan |
| VMess | 否 | 否 | XHTTP 之外 | None | vmess |
| VLESS | network 允许 UDP 时 | 否 | direct TCP path 且非 XHTTP | Vless | vless |
| SOCKS5 | 是 | 是 | 是 | None | socks5、socks4、socks4a |
| Hysteria2 | 是 | 否 | 否 | Quic | hysteria2、hysteria |
| TUIC | 是 | 否 | 否 | Quic | tuic |
| Juicity | 是 | 否 | 否 | Quic | juicity |
| AnyTLS | network 缺省或包含 udp 时 | 否 | 否 | AnyTls | anytls |
| Direct | 是 | 否 | 否 | None | 无 |
| Block | 否 | 否 | 是 | None | 无 |
Ready-stream pooling 保存已经完成且绑定目标的握手。Bare-TCP pooling 只保存连接到代理服务器的 socket，再由 dial_with_tcp 执行逐目标协议握手。 TCP multiplex 与 QUIC 协议排除两者，因为 generation runtime 持有复用状态。 Direct 也排除两者，因为每条流的 socket 携带各自的规则 mark 或全局 mark。 即使配置了独立的仅 UDP Xray pool，direct TCP 的 VLESS 仍可进入 bare pool。 XHTTP 排除两类 preconnect pool，由自身 transport runtime 拥有物理 H2 复用。
Ready stream 按 runtime generation、节点身份和目标分别保存，只能由使用 拨号时所属 generation 的流取出。reload 发布新 generation 后，连接池在 同一把锁内移除旧 generation 的 ready stream、目标计数、预热任务记录和 目标访问计数，并拒绝旧 generation 后续的 ready 写入、访问计数更新和预热请求。 新 generation 的 ready 命名空间从空开始。reload 被拒绝时，保留当前连接池状态。 Bare-TCP 仍以代理服务器地址为键；节点失效时，清除该地址的 bare 连接， 但只清除当前 generation 中对应节点身份的 ready 连接。
Bare entry 只完成了到代理服务器的 TCP connect。复用前，pool 会拒绝任何 已经排队的入站字节，包括 fatal TLS alert；此时协议/TLS 建立尚未开始，任何 服务端字节都不可能有效。该 socket 不做 SNI/alert 特判，也不重试握手。Ready entry 已完成绑定目标的协议握手，因此已缓冲的目标数据仍然有效，不构成 stale。
Registry 组装会检查 descriptor capability 与填充的槽是否一致。 依赖节点的 entry 即使默认节点没有 UDP，也可以携带 packet 槽。block 是显式例外：其 descriptor 声明没有 UDP capability，但分派允许其 packet 槽通过，使选定的 block 决策能够终结并拒绝该流。 关闭 UDP 的节点返回普通 capability 拒绝，允许继续配置中的冷候选回退。 显式目标策略拒绝仍是终态且不影响健康，不等同于缺少 UDP 支持。
协议与 UDP 清单
| Handler | TCP 行为 | dial_udp_transport |
|---|---|---|
direct | Native 带 mark 目标连接 | PacketTransport 后的 native 带 mark UDP |
block | 拒绝 | 显式拒绝路径例外；不承载 UDP |
socks5 | SOCKS CONNECT | RFC 1928 UDP association，每个客户端 source 一条控制流和一个连接到中继的 socket，供其所有目的地共用；每个请求头写入自己的目的地，每个应答返回真实线上来源（IPv4 映射的 IPv6 规范化为 IPv4）。域名来源仅在等于拨号域名且端口一致时才投影为捕获的目标，其他名字不经 DNS 直接丢弃。发送时只写入拨号域名，其他名字以数值目标发出。被截断、RSV 非零、分片（FRAG != 0）或域名不是 UTF-8 的中继 datagram 只丢弃该包并记 DEBUG；未知 ATYP 或控制流 EOF 结束 association。协商和认证、ASSOCIATE 请求和应答（含中继域名解析）各有五秒超时 |
ss / Shadowsocks 2022 | Shadowsocks stream | Shadowsocks packet framing；每个客户端 source 一个已连接的服务端 socket 与加密状态，可发往任意目的地（见下文） |
trojan | 共享 transport 上的 Trojan stream | network 允许 UDP 时使用 Trojan UDP framing；每个客户端 source 一条 associate 流，每个 frame 自带对端地址 |
vmess | VMess stream | 未实现 |
vless | 由独立 multiplex policy 选择 direct、H2 或 Mux.Cool | network 允许 UDP 时可用；encoding 与可选 UDP multiplex 决定路径 |
hysteria2 | QUIC stream | Hysteria2 QUIC datagram |
anytls | AnyTLS 逻辑 stream | UoT v2 逻辑 stream |
tuic | TUIC v5 QUIC stream | QUIC datagram 或 uni-stream fallback |
juicity | Juicity QUIC stream | 每个客户端源一条长度分帧 QUIC bi stream，承载所有目的地 |
Shadowsocks（传统 AEAD 与 2022）用一个 MultiTargetTransport 承载同一客户端 source 的所有目的地：一个连接到服务端的带标记 socket、一份加密状态；2022 还 包含一个客户端 session ID、一个单调递增的包计数器和一对服务端 session 重放 窗口，且不会随目的地重置。默认目标的地址头预先编码，其他目的地编码到栈缓冲。 recv_packet 返回经认证的内层地址作为对端，因此未联系过的主机的回包会以该主机 的身份到达核心（IPv4 映射的 IPv6 规范化为 IPv4）。域名来源仅在等于拨号域名与 端口（ASCII 不区分大小写）时被接受并映射到拨号目标，其他域名一律丢弃且不做 DNS。发送时每个 datagram 只写入拨号域名，其他名字以数值目标发出。过短、密钥错误、重放、地址错误或无法映射的数据报只丢弃自身；2022 的重放 状态只在地址解码成功后提交。外层 socket 仍连接服务端，因此未经请求的对端能否 到达客户端取决于服务端自身的 NAT 行为。
VMess 与 VLESS entry 只在 rprx feature 下编译。honk-core 与 honk-tool 默认 feature 集启用它。不带 rprx 时，这些节点形式仍能解析，但 registry 中没有对应 entry，拨号以普通的 No handler for protocol 拒绝。正常的 feature-off 构建不分配 VLESS runtime pool 或 carrier semaphore。单元测试 通过 cfg(test) 保留 backend 覆盖；feature 边界集成测试链接正常 library， 验证这两种构建的区别。
Runtime 所有权与 reload
src/runtime.rs 定义的 OutboundRuntimeRegistry 是控制面对一个不可变配置 generation 中可复用 出站状态的唯一所有者。它把 Node.id 映射到 NodeRuntime：
- 不可变的
Arc<Node>配置； - 节点相关的
udp_capable结果； - 由 descriptor 选择的一个
ProtocolRuntime；以及 - 可选的 XHTTP transport 状态，与协议 runtime 并存而非替代它。
ProtocolRuntime 可以是 None、AnyTLS 状态、VlessRuntime 或类型擦除的 QUIC client 槽。每个 VLESS 节点都持有 VlessRuntime；其中只创建配置选择的 H2/shared-Cool/separate-Cool pool，并保存 lazy private source-ID key。handler 对这些 generation 所有的资源保持无状态。
未知 transport、无效 pin/REALITY key、保留的内置名称或协议均 fail-closed。
- 结构化或导入的 raw TCP TLS ALPN 存于
TlsOptions.alpn（flat serde 字段为tls_alpn，空列表时省略）。Node::validate_protocol要求 AnyTLS 或 TCP Trojan/VMess/VLESS 启用普通 TLS，拒绝 REALITY/WS/gRPC/QUIC override；ALPN 名称长度为 1–255 字节，编码后的列表最多 65,533 字节。非空 ALPN 以基础 ID 为命名空间、JSON 元组["tls-alpn", <ordered list>]为名称派生 UUID v5 子 ID，使其与任意凭据文本分离；空列表保留基础 ID，包括 VLESS 重新派生的身份。URI/v2rayN ALPN 兼容行为与 TUIC 独立的tuic_alpn不变。
XHTTP 使用独立的 H2-only profile。规范节点携带 ["h2"]；普通 TLS 与 REALITY 设置该 offer，不改变 raw TCP、WS 或 gRPC profile。普通 TLS 在发送代理字节前拒绝没有协商 H2 的对端。认证后的 REALITY 按 transport 契约选择 H2；官方 Xray 会有意省略服务端 ALPN。显式明文 XHTTP 要求对端支持 H2。规范请求形态与 TLS/明文安全配置参与节点身份及 reload 复用。
准入范围内的 TCP 反馈只开始一次：在首个获准的物理尝试开始时，或在复用 session/QUIC connection 上打开逻辑流之前。冷准入等待期间仍未开始；已经完成但未经过任一边界的路径仍使用完成时的回退机制。
Generation 生命周期
启动时先构建并校验完整 runtime registry，再发布。Reload 根据前一份 registry 构建 replacement。只有完整节点配置相等时 runtime 才能迁移， 比较时忽略解析期的 created_at 与 updated_at metadata。
迁移发生在 reload commit 点。旧 generation 只在 replacement 发布后 记录已经移出的 Node.id，随后在 drain 与 shutdown 时跳过这些 runtime。 因此，未变化节点保留：
- TUIC、Juicity 与 Hysteria2 QUIC client 和连接；
- AnyTLS 物理 session；以及
- 完整 VLESS runtime，包括 H2/Mux.Cool carrier 与 source-ID key。
退役 generation 首先对新工作变成 terminal。未迁移的 AnyTLS 与 VLESS pool 进入 draining：不再接收新逻辑 stream，但现有 stream 保留 carrier 直到结束。QUIC flow 拥有连接 clone，因此 terminal generation 检查会 拒绝新工作，而当前 flow 自然完成。只有进程级 flow drain 之后，进程 shutdown 才强制关闭剩余 pool 与 QUIC client。
standalone probe 等无 generation 调用方使用 EphemeralRuntimeGuard。 AnyTLS 或 VLESS stream 与 packet transport 在整个生命周期内保留 guard。 正常完成可以等待 close；drop 也会启动确定性 teardown，因此一次性 pool 不会在调用方 abort 后残留。Single XUDP 也使用 VLESS runtime 生成 逐 source key，但其 private carrier 不进入可复用 session pool。
拨号准入
物理出站连接（包括 direct TCP 与代理 TCP/QUIC 尝试）及其协议握手获取两个 permit：
- 捕获 generation 的配置拨号 gate；然后
- 所有重叠 reload generation 共享、启动时固定的进程级 ceiling。
先获取 generation gate，防止低限额 generation 在等待时占住进程容量。 replacement 可以立即采用新的 generation 局部限额，而旧的进行中工作 继续占用共享进程 gate。已预热 session 上的逻辑 stream 不再执行物理拨号。
Session pool 的自主 replacement dial 只绑定已发布 owner 的 admission。reload 发布时原子地重新绑定迁移的 pool；迟到的 speculative commit 不能恢复前任 generation 的 gate。退役会立即清除已存 admission；未 commit 的 PreparedUdpTransport 不保留 generation 或进程级 dial-admission permit。
Pool waiter 在检查容量前注册容量变化通知。每个由 pool 持有的 stream permit （包括 detached session 的首个 permit）释放时都会通知 waiter。carrier 发布会 唤醒所有符合条件的 waiter，避免不预留 stream 的 warm offer 消耗唯一通知， 导致仍有可用容量的 stream checkout 一直等待。 拨号发起者在启动 task 前订阅结果，并直接消费该次尝试的结果。即使已有 warm session 可以承接普通 spread 拨号失败，已完成的本地拒绝仍保持终态。 Pool-owned task 在 poll 拨号前重新检查终态。进行中的普通拨号预留一个可复用 slot。如果普通 offer 或进行中的拨号填满上限，detached winner commit（包括多 carrier 批次）将超出的 private carrier 以 drain-only 发布，保留已经准入的 stream。 批次先校验全部成员再发布任何成员；丢弃 loser 或向已退役 pool 提交时，仍只关闭 其 private carrier。 解除 warm retention 时，多余的 live carrier 进入 Draining 后也会唤醒容量 waiter，无需等待这些 carrier 上已有的 child 结束。 maintenance 因 max-age 退役或清理已关闭 session 释放容量时，也会发布通知， 即使没有关闭 idle carrier 或执行 prewarm。 Backend 关闭或从 Active 进入 Draining 时会通知同一个所属 pool，包括 child permit 仍持有时的 H2 driver 终止。Session 在发布或 detached attach 前绑定 pool 通知；手动清理已关闭 carrier 时也会广播容量变化。
VLESS 物理 carrier 还持有不可变进程级 VLESS-carrier gate 的一个 permit。 启动资源预算先扣除 DNS socket 分区，再在计算 UDP endpoint 前分出 min(after_dns / 8, 8192)；零值保持为零。重载流量与 DNS runtime fork 共用 同一个 gate。permit 随实际 carrier I/O 经 provisional、active、draining 与 idle 状态一直保留到 task teardown， 因此权威描述符边界来自它，而不是各节点 pool cap 的总和。
共享 stream、socket 与 bootstrap 层
Stream transport
src/proxy/transport.rs 由 Trojan、VMess 与 VLESS 共享，由 node.transport() 返回的 StreamTransportOptions 中的 transport/ws_path/ws_host/grpc_service/xhttp 驱动。顺序固定：
TCP -> optional TLS or REALITY -> optional WebSocket, gRPC or XHTTP -> protocol headermaybe_tls_wrap_concrete 保留 Vision 所需的具体 TCP/TLS 类型。存在 REALITY 参数时，它使用有界认证建立过程，而不是普通 TLS。因此同一 共享路径为 Trojan、VMess 与 VLESS 提供一致的 TLS、REALITY、WS、gRPC 与 XHTTP 建立过程。
Trojan 冷连接和 pool 中取出的裸连接使用同一套完整 transport。
Trojan UDP 让一个客户端 source 的所有目的地共用一条 UDP-associate 流：请求头 指名首个目的地，随后每个 frame（address | u16 length | CRLF | payload）在两个方向上 各自携带对端地址。recv_packet 返回 frame 中的真实对端（IPv4-mapped IPv6 规范化为 IPv4）， 因此核心可以接纳来自从未联系过的对端的首个回复。域名 frame 仅在与捕获的拨号域名及端口一致时 才投影为捕获的目标；其他域名 frame 会被整帧（length、CRLF、payload）消费并丢弃，不做 DNS。 发送时每个 frame 只写入拨号域名，其他名字以数值目标发出。 未知 ATYP 无法推导长度，会终止该流。各 frame 共用该流的 writer：写到一半停滞的 frame 对整个 source 是终止性的，绝不按拥塞处理，各目的地共享队头阻塞与失败命运。域名目标 scope 仍按原始目的地区分。 TLS 批量读取先返回已经读到的字节，再在下一次非空读取中报告后续的 I/O 错误，不会把该错误转换成 EOF。
transport_quality 管理按 runtime 所有者归属的 carrier 压力提示。共享 TCP/TLS/REALITY 与 AnyTLS 在物理 I/O 层观测，Shadowsocks 借用已有 socket half。Linux TCP_INFO 每个活跃秒最多读取一次，各字段按内核返回 ABI 长度独立检查；缺失或读取失败保持未知，不能改变 I/O。Vision Direct 与 ready pool 的 FD 存活性检查保留 socket 路径。Hy2/TUIC/Juicity 复用已有每秒物理 QUIC 采样，隔离握手确认／发布前历史，peer 改变时重建基线；逻辑 mux 子流不会重复报告同一事件。不额外持有 FD，也不创建逐 TCP 定时任务；静止 TCP 不产生新的事件驱动观测。详见 Score 压力语义。
proxy/transport/grpc.rs 使用已有的 h2 client 承载 gRPC gun framing。 HTTP/2 帧、HPACK/Huffman、CONTINUATION 拼接和连接级动态表由 h2 管理， 响应头限制为 64 KiB，动态表采用默认 4 KiB 上限。返回的流直接拥有连接 driver 和 socket；丢弃流即关闭 transport，不留下脱离所有者的任务。
opening request 不设置 END_STREAM；TLS 请求使用 :scheme: https，并且 始终协商 h2，与指纹 profile 无关。DATA 保留 gRPC 长度前缀，以及 gun 对端使用的 protobuf 单 bytes 字段 envelope。最多一个 16 KiB 应用消息可 排队等待发送；取消不会把已经取得所有权的字节归到后一次调用的 buffer。 h2 可将消息拆分到正发送窗口中，包括小于 envelope 的窗口。flush 同时 等待排队 DATA 和底层 transport 刷新完成，不能仅凭控制帧已刷新就成功。 请求 shutdown 发送 END_STREAM，但保留响应方向；拆分后的读写任务均能 收到 driver 唤醒。
非 200 响应、trailers-only 拒绝、非零 gRPC status、流重置，以及携带错误 或排除当前流的 GOAWAY 会返回流错误，而不是正常 EOF。已缓存 payload 先于 终止读取错误交付，后续读取仍保留该错误；成功完成的接收方向不会因为稍后 的写入失败而失去 EOF。优雅 GOAWAY 允许已接受的流完成，不自动重放应用 字节。
VMess 在关闭 duplex 半边前记录 relay 返回的错误，使响应头及消息体解码 失败传递到流所有者，而不是变成 EOF。
XHTTP carrier 与逻辑流所有权
proxy/transport/xhttp.rs 将原始 H2 body 适配为已有 stream 契约，持有节点级 SessionPool，不是新代理协议或 loopback relay。下载设置会增加第二个 peer，带独立的 pool 与拨号节点，只承载 GET；调用方传入的 socket 始终属于上传 peer；winner commit 在同一次 lifecycle 锁内同时持有两个 pool 锁，先校验两侧的私有 carrier 再发布，因此任一侧 carrier 已断开时两者都不发布。每个 pool 最多保留两条可复用物理 carrier；draining carrier 可在既有进程 FD/VLESS-carrier gate 下与 replacement 短暂重叠。物理 driver 拥有 socket、观测和 carrier permit；HTTP 请求与逻辑代理流使用独立 reservation。对端公布的并发 stream 上限保持权威，包括零、一与后续缩小。
每条 carrier 最多保留 2048 个本地 reset 请求（16 个准入窗口），使用 h2 默认的一秒在途 frame 宽限期，并保留其默认、有限的终身 1024 次协议错误 reset 预算；持续的短 flow churn 会在旧 reset 状态过期前取消多个准入窗口，因此保留数量必须高于活跃请求上限。
Stream-one 使用一个 POST，stream-up 使用 GET 与流式 POST，packet-up 使用 GET 与有序有限 POST。建链无需等待响应头即可返回可写流。上传响应中的 padding 持续排空并丢弃，不记作应用 RX。Packet-up 在空闲后的首批数据到达时立即发送，不额外等待凑批。连续 POST 遵守 scMinPostsIntervalMs；POST 等待节奏间隔或其 body 正在发送时接纳的字节合并到下一次 POST。每流字节缓冲和最多八个未完成响应的 POST 限制背压；前一个 body 物理写完后即可继续后续 POST，不必等待它的响应。
Legacy 上传 padding 的 Referer 使用配置的基础 path，并将其 query 替换为生成的 x_padding 值；请求本身保留配置的 query。
Stream-one 与 stream-up 的 flush 在当前 H2 流控下等待字节所有权释放及物理 I/O 刷新。Packet-up 的协议建立 flush 和首次应用写入 flush 等待其完整的已接纳字节前缀物理刷新，包括跨越多个 POST 的情况；VLESS Encryption 预留一个额外的建立屏障，在恢复的 0-RTT 连接中即使握手与协议头共享 flush 也保留该屏障。没有新字节的 flush 不消耗这些屏障。之后的 packet-up flush 只检查保留的错误且不等待 POST，因此逐 datagram 的 write/flush 循环可跨节奏间隔合并批次。未调用 shutdown 就丢弃 packet-up stream 会丢弃已接纳但尚未上传的字节；shutdown 是其唯一的上传完成屏障。缓冲下载字节先于终端错误交付。上传 shutdown 保留响应方向；stream-up 在请求 END_STREAM 物理刷新后完成，并继续排空 POST 响应，保留延迟到达的上传拒绝。Packet-up 的 shutdown 等待每个已接纳字节所属 POST 的响应完成并检查状态，不伪造 EOF 标记。优雅 GOAWAY 停止向该 carrier 开新请求并保留已接纳 stream；仅未来的新 POST 转到 replacement，不重放交付状态不明的应用字节。退役关闭新逻辑流准入，但已经接纳的 packet flow 保留完成所需的请求容量。
如果对端缩小 stream 上限导致已保留的 packet-up 上传 lane 不可用，则先将该 carrier 转为 draining，再接纳 replacement。已有 GET 保持存活，replacement 获取上传容量；旧 reservation 不会占住可复用 carrier 上限。
Stream-up 上传响应错误已经就绪时，优先于同时完成的请求 END_STREAM 处理，因此 shutdown 返回该拒绝错误，而不是报告半关闭成功。
Ephemeral 建立过程在取消期间也受 guard 管理，pool 自主管理的握手有 deadline，speculative UDP carrier 只有胜者 fallible commit 后才发布；关闭或丢弃 preparation 回滚 reservation。清理由既有 runtime shutdown、retirement 与 idle maintenance 拥有，不新增协议 janitor 或生产逐包 telemetry。
带 mark socket 与名称解析
crates/honk-outbound/src/bootstrap.rs 提供与 dae bootstrap_resolver 对应的进程级解析，通过 util::connect_marked 与 QUIC 建立路径使用。ECH 的 raw-query 发现由 tls::discover_ech_config 调用 query_ech_config。
util.rs 集中创建出站 socket：
connect_marked先解析再连接 TCP，并设置 timeout、nodelay、 keepalive 与可选SO_MARK；connect_outbound对代理服务器 TCP 应用 bypass mark；以及udp_marked_bind与marked_udp_socket创建带 bypass mark 的 UDP socket。
控制面 socket 使用进程级 global.so_mark_from_dae；零值选择 DAE_BYPASS_MARK（0x100）。非零直连规则 mark 改用 rule_mark | CLASSIFIED_MARK，不会把覆盖值传给 bootstrap 或代理载体。 WAN egress 识别两类标记。只有在没有生产 datapath 的非特权 EPERM 环境中 mark 应用才是 best-effort；其他错误都会传播。
订阅与直连 UI 下载也先经相同的带 mark TCP 拨号，再使用 Hyper HTTP/1 帧处理和既有 rustls/platform-verifier TLS 策略，包括挂载 eBPF 前的首次订阅抓取； TLS 初始化失败返回下载错误而不是 panic。订阅 URL 凭据会转换为标记为敏感的 Basic Authorization header，显式配置的 Authorization 优先。同源重定向保留 认证信息；host、端口或 scheme 变化时永久移除，即使后续跳转回原始源也不会恢复。 重定向 URL 的 userinfo 不会提供新凭据。响应体上限及 HTTP(S) 环境代理连接 仍受各自下载边界约束。
bootstrap.rs 避免代理主机名解析依赖 honk 自己拦截的 DNS 路径。节点 拨号点经 connect_marked 或 QUIC 建立调用 bootstrap::resolve，绝不 直接调用裸 lookup_host，否则代理主机名解析会与 honk 自己拦截的 DNS 路径形成死锁。配置的 bootstrap resolver 通过带 bypass mark 的 UDP/TCP 查询；失败时回退 /etc/hosts 及 /etc/resolv.conf 中第一个 数字 nameserver，DNS socket 同样带 mark，不调用 libc NSS 或追加搜索后缀。 A 与 AAAA 并发查询，各自拥有独立的 3 s 预算；只接受与随机查询 ID 及原问题 完全匹配的响应；被截断的 UDP 应答会改用带 mark 的 TCP 重试。 query_ech_config 通过同一 raw 路径查询 DNS HTTPS 记录（qtype 65）， 并提取 SVCB ech 参数。
解析完成后，src/address_race.rs 为代理服务器 TCP connect_marked 与共享 QUIC QuicClient 安排尝试，稳定交错 IPv4/IPv6，并且 最多同时竞速两个地址。首个地址立即开始；fallback 在 250 ms 后启动。首个 地址若更早失败会提前 fallback，但物理尝试之间仍至少间隔 10 ms。每个进行中 的地址尝试分别持有 generation 与进程级拨号 permit；达到配置上限时，fallback 必须等待先前尝试结束，因此 max_concurrent_dials: 1 会串行尝试地址。竞速始终位于已经选定的同一节点 内部：socket mark 与安全配置保持一致；TCP TLS 建立与 QUIC 协议初始化（包括 QUIC 协议认证）只在胜出的 transport 上执行；QUIC TLS 握手参与地址竞速。错误按原始地址顺序确定性地报告。
crates/honk-outbound/src/util.rs 提供 connect_marked / connect_outbound（TCP SO_MARK、保活与超时）与 udp_marked_bind。marked_udp_socket 请求 8 MiB SO_RCVBUF/SO_SNDBUF；Linux 分别按 rmem_max/wmem_max 限制，并报告两倍记账值。honk-core 非 mock 启动时尝试将 net.core.rmem_max/wmem_max 提高到 16 MiB，失败时仅告警；208 KiB 默认窗口使 QUIC 在 1 ms RTT 下约受限于 2 Gbps。必须遵守 runtime 的 Bypass mark 不变量，否则 wan_egress 会把 socket 循环导入 daens。
TLS、指纹、ECH 与 pin
出站与 DNS transport 栈中的所有生产 TLS 都使用 BoringSSL。TCP 使用 boring 与 tokio-boring；QUIC 使用自定义 quinn-proto crypto backend。信任库由 webpki-root-certs 构建。显式 no-verify connector 用于配置的不安全模式 和 REALITY；后者以自己的握手后检查替代 PKI。
src/tls.rs 提供 BoringSSL TLS client；进程级 set_tls_mode 选择 TLS profile。build_reality_connector(chrome) 使用 reality.rs 的握手后 ed25519 认证替代 PKI，只允许 TLS 1.3 且不提供 REALITY resumption。显式结构化 TCP ALPN 在 tls/utls 模式下都传入 build_connector；空列表保留 profile 默认值，Chrome ALPS 取决于列表是否精确包含 h2。Registry 发布与直接 connector 构造都会校验非空 override；共享 stream dispatch 在选择 plaintext 或 REALITY 前校验，直接 QUIC 配置会拒绝 TCP ALPN，而不会忽略它。
build_connector 与 build_reality_connector 返回共享的 BoringSSL context：每种（REALITY、是否验证、pin、ALPN 覆盖、Chrome 模式）组合一个，保存在进程级缓存中，达到 128 种组合时清空重建。每个 context 持有进程级 webpki 信任库，而不是 SslConnector::builder 默认解析的系统 CA 证书包，因此拨号不再解析证书，存活连接也不会各自占用一份 CA 副本。
进程级 TLS profile
tls_implementation = "utls" 在进程范围启用唯一实现的 Chrome-oriented 模拟 profile。该 profile 配置：
- GREASE 与逐连接扩展乱序；
- 先
X25519MLKEM768、后X25519的 key share； - Chrome-derived signature algorithm、curve、cipher 集与 ALPN；
- brotli 证书压缩；
- h2 ALPS 使用历史
0x4469codepoint；本次核对的 uTLS Chrome_133 profile 使用0x44cd；以及 - 没有真实 ECHConfigList 时的 ECH GREASE。
其他 utls_imitate 名称会告警并使用该 profile。 tls_implementation = "tls" 保持普通 BoringSSL ClientHello。两者都不承诺 完整浏览器身份；REALITY 还必须增加 ed25519 signature algorithm。
ECH 与证书 pin
节点可以内联或通过文件提供静态 ECHConfigList。无效的显式配置会使 registry 构建失败。服务端 ECH_REJECTED 失败关闭；服务端提供的 retry config 会记录日志，但不持久化。
只启用 ECH discovery 时，connector 在连接期通过 bootstrap 路径查询 DNS HTTPS 记录。正结果采用受限的记录 TTL，负结果缓存五分钟。discovery 是 best-effort 且失败开放：查询失败表示该连接不使用真实 ECH，而 Chrome 模式仍可发送 ECH GREASE。
pinSHA256（tls_pin_sha256）比较叶证书的 SHA-256 digest，并替代 PKI chain 校验与主机名 校验。无效 pin 失败关闭。TCP TLS 与 QUIC crypto backend 实现同一规则。
REALITY client
src/reality.rs 通过 RealityConfig、parse_reality_config 与 reality_connect 实现只允许 TLS 1.3 的专用 REALITY BoringSSL 握手。workspace 中经修补的 boring-sys 提供两个客户端 hook（Technology stack）：
SSL_set1_client_x25519_private_key为独立 X25519 share 预置 honk 的 临时私钥；以及SSL_set_client_hello_fixup_cb在序列化 ClientHello 进入握手 transcript 前重写它。
ClientHello 认证
首次 ClientHello 先声明 X25519MLKEM768，再声明独立 X25519。即使 peer 协商 hybrid share，REALITY 认证仍刻意从预置的 classic X25519 私钥/share 派生。 fixup callback 把 32 字节 legacy session_id 槽清零，并计算：
authKey = HKDF-SHA256(X25519(eph, pbk), salt=clientRandom[:20], "REALITY")；- nonce
clientRandom[20:32]；以及 AES-256-GCM(authKey).Seal([ver:3][0][ts:4][shortId:8])，版本字节保持1,3,3，保留字节为0，时间戳为大端 u32，short ID 为八字节。AAD 是session_id置零后的完整 ClientHello。
16 字节加密 plaintext 加 16 字节 GCM tag 恰好填满 session ID。空 short ID 是八个零字节；配置值必须是至多八字节的偶数长度 hex，并向右补零。解析或 fixup 失败会在发送未认证 ClientHello 前中止。callback 只 seal 一次；第二次 调用（包括 HRR 的第二条 ClientHello）会在复用 GCM key/nonce 前中止。因此 客户端不声称支持 HRR。
服务端认证与指纹约束
REALITY 以自有认证替代普通证书校验。对端叶证书必须是临时 ed25519 证书，签名必须精确等于 HMAC-SHA512(authKey, raw ed25519 public key)。
不匹配、普通 mask-target 证书或其他认证失败都 fail-closed；客户端不会据此 归因唯一远端原因。不会回退 PKI，也不使用 session resumption。
共享 VLESS/Trojan/VMess transport 仅在首次 TLS 握手完成后收到非 ed25519 叶证书时，允许一次兼容尝试：关闭该连接，向同一 peer 地址新建带 bypass mark 的 TCP socket，并只通告 X25519。SNI、服务端公钥和 short ID 不变；SSL 状态、 client random 与临时密钥全部重新生成。新连接仍须通过同一 REALITY HMAC 认证， 之后才能发送代理头或应用数据。ed25519 HMAC 错误、缺失证书、TLS/IO 错误或 HRR 不触发兼容尝试；第二次尝试的任何失败都是最终失败。
该证书结果未经认证，不能证明服务端是旧版本：错误凭据或主动攻击者也可能 诱发 classical 尝试，但不能绕过其认证。不缓存 profile，不增加配置项。 两次尝试、配额等待及连接共享 3 × connect_timeout 的 setup deadline； 外层调用方的 deadline 可以更早到期。冷连接替换期间持有已关闭 socket 的 配额直到认证结束；传入或池化 socket 的替换必须申请新配额，不能借用同级 连接持有的 permit。直接调用底层 reality_connect helper 仍只尝试一次。
REALITY profile 在 Chrome-derived signature algorithm 列表前加入 ed25519， 使 BoringSSL 能以该叶证书公钥验证服务端 TLS CertificateVerify。这与本次核对的 uTLS Chrome_133 profile 不同；不承诺完整 Chrome identity 或特定 JA4 值。
target 缓冲限制取决于服务端版本，不是 honk 客户端统一的证书大小上限。 文档中的 sing-box 1.12 / MetaCubeX-uTLS 1.8.0 peer 使用 8192 字节的 target TLS record 缓冲区， 包含 record framing，并非只限制 DER 证书长度。本次核对的 XTLS/REALITY 实现 使用 17 KiB 缓冲区；应按实际部署的服务端版本选择兼容 target。
VLESS wire 契约
规范配置是 honk-config/src/node/vless.rs 中的 VlessConfig。UDP permission、 协议 packet encoding 与 multiplex 是三个互相独立的维度：
| 轴 | 值 | 路径作用 |
|---|---|---|
network | 仅 TCP 或允许 UDP | 唯一 UDP capability gate；关闭 UDP 不会选择 encoding。 |
udp_encoding | auto、native、xudp、uot-v2 | 选择非 multiplex packet 协议。无 Vision 时，auto 在 53/443 使用 native command-UDP，其他情况使用 Single XUDP。 |
multiplex | off、H2、Xray | 独立选择 direct/H2/Mux.Cool TCP 与 protocol/H2/Mux.Cool UDP path。只有 H2 持有其 padding flag。 |
Xray TCP concurrency 为零表示 8，负值关闭 TCP mux。XUDP concurrency 为零 跟随 TCP pool，负值让 UDP 回到协议 encoding，正值创建独立 UDP pool。正值 规范化为 1..=128。UDP/443 policy 缺省为 allow：使用配置的 UDP pool， 没有 pool 时使用协议 encoding。显式 reject 即使在两个 pool 都关闭时仍是 终态；skip 使用协议 encoding 而不是 pool。Vision 不隐式限制 443 端口。
客户端不探测另一条服务端 path、不以其他 framing 重试，也不重放首个 UDP packet。 原生 VLESS 使用 u16 分帧的 connected command-UDP，不发送 UoT magic destination 或 setup preamble。发送范围为 1–8190 字节；收到的零长度 frame 是 datagram，不是 EOF。writer 会确认 flush，不重放取消后结果不明确的写入。
显式 uot-v2 使用 non-connect UoT v2：request 为模式字节 0 加第一个目的地， 此后双向每个 datagram 都是 [ATYP 0/1/2][地址][端口][u16 长度][payload]（UoT v1 编号），payload 最多 65535 字节。因此一条 stream 服务一个客户端 source 的全部 目的地（core Shared source），每个回复保留真实 peer：数字 peer 直接返回（IPv4-mapped IPv6 规范化为 IPv4），捕获的拨号域名与端口投影回逻辑目标，其他域名不经 DNS 直接丢弃并整帧消费， 未知 ATYP 终止该 stream。与 XUDP 不同，这里没有 empty-first 或 poisoned-child 规则。 request 与第一个 datagram 在一次写入中发送；被中断的写入使 stream 失效且不重放。 按域名拨号的 flow 在 request 和每个 datagram 中发送该域名；其他任何名字（以及按数值拨号的 flow） 都以数值目标发出。真实 sing-box 1.12.4 的 direct outbound 由首个目的地决定其形态：域名 request 之后，同名的逐包 FQDN 会被映射；数值 request 之后，逐包 FQDN 报 invalid AddrPort: missing address 并终止整个 association。H2MUX PacketAddr、AnyTLS、Trojan、 SOCKS5 与 Shadowsocks 适用同一规则（addr::dialed_name）；Juicity 未改动且无法验证， 因为没有 juicity-server 可用。
类型化 policy、size 与 carrier-capacity 拒绝都是 terminal local result，与拥塞 或 transport failure 分开；它们不降低健康状态或 Score。候选准入在提交协议状态前 检查 policy；DNS、health 与 CLI 调用方保留该拒绝，不选择 fallback，也不将路径报 告为不适用。
H2MUX
src/proxy/uot.rs 与 src/proxy/vless/mux.rs 实现共享 UoT v2 framing 和 sing-box H2MUX。H2MUX 把物理 VLESS 请求发往 sp.mux.sing-box.arpa:444， 选择 backend 2，然后在 carrier 上运行 HTTP/2。逻辑 stream 承载 TCP 或 UDP。 UDP stream 设置 sing-mux flags UDP|Addr（3），在命名第一个目的地的 request 之后， 双向都携带 [SOCKS5 地址][端口][u16 长度][payload]（SOCKS5 ATYP，不同于 UoT v1 编号）。 一条 stream 即客户端的共享 source，并在与 UoT 相同的投影/丢弃规则下返回真实 peer； 被丢弃的帧同样归还其 HTTP/2 credit。不存在 loopback bridge。
可选 H2 padding 为每个方向最初 16 条 record 增加 sing-mux v1 随机 preface 与 record framing。每节点最多有两条可复用或拨号中的 H2 carrier，每条最多 并发 128 条 stream；draining carrier 可以与 replacement 重叠。这里的 128 是并发限制，不是 carrier 生命周期/open-count rollover。
HTTP/2 flow control 驱动 backpressure。GOAWAY 使 carrier 进入 draining 并 把新工作滚动到 replacement。driver failure 向 child 扩散；half-close、reset、 receive-window 释放与 lazy response error 仍按 stream 隔离。接收 credit 保持 每 stream 2 MiB；connection credit 仍可为每条已准入 stream 容纳一个最大 response frame：状态字节、最宽地址（259 字节）、长度与 65535 字节 payload。 credit 按每帧完整消费的 wire 长度归还，无论该帧被交付还是被丢弃。
Mux.Cool 与 XUDP
src/proxy/vless/cool.rs 及其 codec/child 模块实现 Xray mux command、 child TCP 与 XUDP record。一个有序 writer 串行化所有 child frame。每条 carrier 的有效并发为配置正值与 128 的较小值。Session ID 单调增长且不复用； 发出 ID 128 后 carrier 进入 draining，由 replacement 接纳新工作。不存在逐节点 两 carrier 上限；进程级 VLESS-carrier FD gate 才是权威边界。
接收 payload 共用每 carrier 8 MiB 预算。TCP delivery 为瞬时预算或队列压力 保留 100 ms，超时只 reset 停滞 child；UDP 仍在满载时丢包。池化 Mux.Cool packet 保持 8 KiB 上限；Single XUDP 保持 7,526 字节上限。
Source/session ownership and capacity
对于来源共享协议（Single XUDP、shared/separate Mux.Cool、Hysteria2、TUIC 与各 MultiTargetTransport），honk-core 按 reused NodeRuntime identity、规范化 client 地址、所选协议/UDP path 与 reply projection（ActualPeer 或 RewriteTo(original destination)）索引 source owner。一个 owner 持有一条协议 association 与一条 receiver，多个规范 五元组 endpoint entry 提供串行 send view。Single XUDP 每 scope 使用一个 private、未池化的 SID 0；Mux.Cool 为各 scope 分配不同 child SID，而这些 SID 可以共享物理 pool。
Hysteria2 在 scope 的不同目的地间复用一个 Session ID，TUIC 复用一个 association ID。不同 scope 可以共用物理 QUIC connection，但不共用逻辑 association。 关闭 rprx 时，这些 QUIC source 路径及其 shutdown join 仍可用；只有 VLESS 分支依赖该 feature。
Hysteria2 与 TUIC 的两种接收模式通过既有有界重组器保留实际回包来源。Hysteria2 各分片的来源必须一致；TUIC 后续片可以省略地址，并等待第零片提供来源，包括 第零片最后到达的情况。来源元数据随所属 packet entry 过期。已知请求域名与端口 可使用捕获的目标投影，域名按 ASCII 大小写不敏感比较；未知域名不触发 DNS， 也不伪造 foreign IP。TUIC 零长度 payload 仍是 datagram；Hysteria2 保留既有的 空入站 payload 拒绝。来源保留不保证远端 NAT 的映射或过滤行为。
MultiTargetTransport 是 Shadowsocks、Juicity、SOCKS5、Trojan、AnyTLS 与 VLESS UoT v2/H2MUX 共用的通用 source transport（Hysteria2、TUIC 与 VLESS XUDP/Mux.Cool 保留具体分支，使其发送路径不被装箱）。每个客户端 source 为其所有目的地持有 一条逻辑 association：一个 Shadowsocks socket 与加密会话（SS2022 不会因目的地 变化重置 session ID、包计数器或重放窗口）、一条 Juicity 双向流、一条 SOCKS5 控制连接加一个中继 socket、一条 Trojan associate 流、一条 non-connect UoT v2 流或一条 H2MUX PacketAddr 流。recv_packet 返回服务端报告的真实 peer：IPv4 映射 的 peer 规范化为 IPv4；域名来源仅在等于捕获的域名与端口时接受，其他域名（包括空名或非 UTF-8 名字）不经 DNS 直接丢弃，流式协议会整帧消费被丢弃的帧后再读下一帧；未知地址类型仍是终止性 错误。send_packet 与 send_to 共用一个未装箱 helper；confirmed 只在各 view 的 首个 datagram 上传给 transport，admitted 在 datagram 进入线路或 writer 队列时 设置。可靠流 carrier（Trojan、Juicity、AnyTLS、UoT、H2MUX）的部分帧超时对整个 source 保持终止性，因此共用一条流的各目的地也共享其队头阻塞与失败命运。H2MUX 只在第一个分块交给 h2 时才 admit 该 datagram 并开始中毒标记，因此任何字节入队前 的流控等待超时属于包局部拥塞，流仍可继续使用。包局部拥塞只在 source 仍能 admit datagram 时成立：一串未 admit 的超时若没有被任何 admit 的 datagram 打断，无论彼此 间隔多远，持续满 30 秒后都会像其他传输失败一样使 source 失败，因此回包无法让卡死的 上行一直存活，而什么都不发的空闲 source 不会被误判。写到一半 被取消的帧会使该流带着类型化的 FrameInterrupted 中毒：下一次发送失败并退役该 source 的所有目的地，而不会接在残帧后面。若该写入是被其 view 自身的退役所取消， 这次退役是中性取消，不向节点记入健康或 Score；因超时造成的撕裂仍是传输失败。 原生 UDP 的大小拒绝（EMSGSIZE）是类型化的本地 InvalidSize 拒绝，不触发终止处理。最后一个 view 的 endpoint permit 保留到 source receiver 退出或另一个 view 绑定，使退役中的 source 不超出描述符分区；这 意味着饱和的 pool 在短时间内可能拒绝新 endpoint。core 的 send gate 是唯一的外层 锁：后端只在其下持有自己的叶子锁，且不回调 core。
完整 (client, destination) endpoint map 继续权威持有 route、decision token 与逐 flow Score。Ready entry 的 reply 仅在 endpoint 属于该 source owner 时 投递。wrong owner、Initializing 或 Retiring entry 必须丢弃，绝不能重新分类 为 foreign。只有 ActualPeer scope 中不存在 key 时才可使用 foreign full-cone reply；它更新 source transport accounting，但没有 flow Score owner。domain route 使用 RewriteTo(original)，永远不会变成 foreign reply。
VLESS runtime 从该 scope lazy 生成 private keyed source-ID hash。复用 runtime 时替换 carrier 保持 ID；替换 runtime 或重启进程会生成新 key。这刻意保留 honk 的 per-source 行为，不等同于 Xray 的 source-only global identity，也不保证 NAT 无碰撞。迟到 callback 在动作前重新检查 source owner 与 endpoint token/generation； 歧义 send 不会自动重放。
作为对照，本次核对的 Xray 实现 默认在进程内生成随机 base key。跨客户端重启保留 XRAY_XUDP_BASEKEY 是显式 选项，不是 Xray 默认保证。Honk 没有持久化 base-key 选项，并额外区分 runtime、 path 与 reply projection。ID 字节稳定或 carrier 复用，都不保证远端 NAT 状态 能跨过期或服务端重启保留。
source owner 报告共享 DataUdp transport health。每个绑定 endpoint 保留自己的 Score reporter；匹配 reply 与共享 terminal outcome 分别结算这些 flow。foreign reply 没有逐 flow Score。source 容量耗尽返回 PacketRejection::Capacity：对该 候选终结，但不影响 health 或 Score。
source 关闭准入时同时发布中性或失败的结算结果；即使 driver cleanup 抢先取得 reporter，统一的 endpoint Score 结算入口也使用该结果。未绑定的 view，以及在 source 关闭前已经退役的 view，保留自己的局部结果；shutdown 仍保持中性。最后一个 已绑定 view 只在 pending attachment 也全部释放后才退役 source；sibling view 退役 时，已有 attachment 仍可完成 commit。
对于 VLESS，endpoint 在 packet 入队后有意退役时，会终结结果不明确的 source，但不重放 packet， 也不产生负向 transport health。后续 sender 与 receiver 保留相同的取消原因， 避免兄弟 flow 的发送将其重新解释为 carrier 故障。 发送开始、完成与退役意图共用 source-state 临界区；先记录匹配 sender 的意图， 再在同一临界区发布 endpoint 和 source-view 退役标志，之后发送或接收端才能分类 取消原因。
QUIC source 仅在通过 source gate、开始 I/O 后创建 send token，但 token 由 endpoint driver 保留到 success/timeout/failure 分类完成。等待 gate 消耗既有 发送 deadline，不创建 QUIC attempt。Datagram 拥塞与 TUIC stream failure 保留各自语义；取消或部分接受都不授权重放 packet。
Selector 与 UDP warm retention 独立解析：TCP 所选 pool 响应 WarmRequirement::Session，UDP 所选 pool 响应 WarmRequirement::Udp。因此 仅 UDP 的 Xray pool 可参加 UDP 预热，而 direct TCP 仍可使用 bare pool。现有 outbound maintenance pass 回收未被 retention 持有的 idle VLESS session；没有 VLESS 专用 timer。active、provisional、draining 与 idle carrier 都会持有进程 carrier permit，直至实际 I/O task teardown。 同步未变化的 retention 不会 drain 任一 pool；只有实际解除保留才会 drain 该 pool 的多余 carrier，已有子流仍可继续完成。 只有 Active carrier 计入可复用的 warm/standby 下限。携带活动子流的 Draining carrier 独立保留，不能挤掉空闲 replacement；idle 回收和解除保留的删除过程 均线性遍历 pool。
文件描述符分区在进程启动时固定，并在 reload 与 DNS fork 间共享。启用 rprx 时，先扣除 DNS socket 分区，再在划分 UDP endpoint 定额前预留 min(after_dns / 8, 8192) 个 carrier slot，即使初始配置没有 VLESS 节点； 原生 VLESS UDP、UoT 与 Single XUDP 也使用此 gate。关闭 rprx 时不预留 carrier，相关余量保留给 UDP endpoint。 耗尽后立即返回 typed Capacity 拒绝，不排队等待。
生效 nofile | 不预留 carrier 时的 UDP endpoint 上限 | 预留后的上限 | 减少 |
|---|---|---|---|
| 1,024 | 45 | 39 | 13.33% |
| 4,096 | 192 | 168 | 12.50% |
| 65,536 | 4,563 | 3,992 | 12.51% |
| 1,048,576 | 32,768 | 32,768 | 0%（已达 endpoint 封顶） |
这些是按描述符推导的上限，并非预分配 endpoint 内存；启动时还按 内存进一步限制 endpoint。Reload 不会重新划分或 扩大启动时的分区。
Vision 与 VLESS Encryption
xtls-rprx-vision 通过 VLESS addon 携带。response header 在第一次 read 时 lazy strip，因为它可能与目标字节同时到达。Vision 移除 response padding。 没有 VLESS Encryption 时，它要求 raw TCP 搭配 TLS 1.3 或 REALITY。即使启用 Encryption，TCP multiplex 也始终非法；仅 UDP 的 Xray multiplex 合法。Vision 拒绝 native、UoT 与 H2 UDP path。基础 xtls-rprx-vision 默认允许经 Single XUDP 访问 UDP/443，包括 mux=off；用户可通过路由规则阻断 QUIC。 输入拼写 xtls-rprx-vision-udp443 在身份派生与 runtime 复用判断前规范化为 基础 Vision。显式 Xray reject 仍是终态，skip 使用协议回退。 wire addon 始终是基础 Vision flow。
上行 Vision。 拨号时，VLESS 请求与 Vision 首帧一起发出：UUID 加一个 内容为空、带长 padding 的 Continue 帧，与 Xray 客户端在尚无 payload 时的做法 一致。因此请求仍处于拨号的失败与 deadline 范围内。此后的上传按 Xray 默认 padding 逐帧填充。已识别的 application-data 终止位置遵循内层 TLS record 边界，而不是读写调用边界。非 TLS payload 在完成分类后使用 End。出现 ClientHello 时，padding 持续到第一个完整 application-data record 结束；若下行 ServerHello 选择了 TLS 1.3 且 cipher 属于 Xray 接受的范围（0x1301–0x1304）， 并且 codec 具备 direct writer，该帧携带 Direct，否则携带 End。每个方向的检查 预算为 64 KiB，在每帧或每次 read 后检查。 在已观察到符合条件的 ServerHello 前出现 early application data，或检查预算 在 application-record 决定前耗尽时，会改用 End 结束 padding，并在后续上行中 保留所选 outer transport。
上行 Direct 帧离开 outer codec 并 flush 之后，上传绕过该 codec。在 TLS/REALITY 上，SSL 写半部被标记为关闭但不发送任何数据，因此之后的 fatal alert 或 KeyUpdate 确认不会写入 raw 上行；shutdown 关闭 TCP 写方向，而不发送 close_notify。 下行 Direct 命令仍只切换读取，SSL 会话已解码的明文先于 raw 字节交付。两个方向 各自独立切换。padding 会为每条 Vision 连接增加字节。与引入上行前的 relay 做 loopback A/B 时，短 Vision 连接（上行 1 KiB、下行 4 KiB）的 relay CPU 约增加 2.6%，几乎全部来自 padding；交接记账的开销在噪声范围内。足够长、能进入 Direct 与 splice 的连接开销更低；非 Vision relay 不变。
src/proxy/vless/encryption.rs 在 VLESS 请求前包装所选 transport。实现的协议 是 mlkem768x25519plus，wire mode 为 native、xorpub 与 random。它接受 X25519 或 ML-KEM-768 服务端 key，包括 chained relay key；新的 1-RTT 连接组合 ML-KEM-768 与 X25519，认证 record 使用选定 AEAD。可选 0-RTT cache 按规范化 节点 identity 建 key，并使被拒绝的 ticket path 失效。
Encryption 可以包装 direct 与 Xray/Mux.Cool path，包括受支持的 Vision 组合， 但不能使用 H2 或 UoT framing。任一方向的 Vision Direct 都只移除 AEAD framing； outer transport 与 random 模式逐 record 的 header XOR 保持不变，并遵循 Xray XorConn，包括其对 TLS 形态 header 的跳过规则。这不表示 encrypted Vision 会 cut over 到 raw socket。 random-mode Direct 每次 write 最多确认并复制 8 KiB。Header XOR 状态跨这些短写 保留；native Direct 不增加 wire-copy buffer。 数据持续流动时，codec 复用一块写缓冲（与 random-mode Direct 共用），并在两块 读缓冲之间轮换，因此稳定传输的 frame 不再分配。超过一个最大 frame 的写缓冲 （例如较大的 0-RTT prewrite）用完即丢弃。flush 完成后释放写缓冲；读取在 frame 边界等待时释放明文缓冲，所以空闲 stream 只保留 5 字节 header 缓冲。
QUIC 栈
TUIC、Juicity 与 Hysteria2 使用 quinn 0.11。src/quic.rs 负责 transport 调优、带 mark endpoint、连接 single-flight、rotation、stream wrapper 与共享分片支持。协议 handler 把节点设置转换成 QuicClientOptions； 共享层不读取协议特有字段。
异步 client_config(node, alpn, QuicClientOptions) 可发现 ECH，并用 BoringSSL crypto backend 构建 quinn ClientConfig。选项包括 cubic/new_reno/bbr 或 hy2 定速 BrutalConfig 的 congestion_factory、keep-alive、stream/conn 接收窗口与 MTU discovery。client Endpoint 使用带 SO_MARK 的 UDP socket。本模块还提供 QuicBiStream 与 #[cfg(test)] testutil 中基于 rustls 的进程内互通服务端。
BoringSSL crypto backend
src/quic/boring.rs 通过 BoringSSL QUIC API（SSL_set_quic_method、SSL_provide_quic_data、SSL_export_keying_material）实现 client 侧 quinn_proto::crypto::Session。它提供：
- TLS 1.3 握手字节与 traffic-secret 交付；
- RFC 9001 initial、handshake 与 1-RTT packet key；
- 通过
boring::aead实现 AES-GCM 与 ChaCha20-Poly1305 packet protection； - 通过
aes与chacha20实现 AES 或 ChaCha20 header protection； - key update 与 Retry integrity；以及
- QUIC transport-parameter 交换。
Header protection 感知 packet-number 长度。接收时先 unmask 第一字节，再推导一到 四字节的 packet-number 长度；只 mask 或 unmask 相应数量的字节。若将所有 packet number 视为四字节，就会破坏短 packet number 后面的 payload；与存在相同错误的对端 互测时，错误会相互抵消。
进程级、有界 SESSION_TICKETS cache 按 ticket key 保存 BoringSSL TLS 1.3 session（代理 key 包含 host、port、SNI 与有序 ALPN，且所有 key 都按 skip_cert_verify 分区，开启与跳过证书验证的连接绝不共享 ticket）。BoringSSL 没有隐式客户端缓存；会话恢复要求显式 SSL_set_session。pinSHA256 节点既不 resume 也不保存 ticket，因为 PSK 握手会绕过证书 pin。被拒绝的缓存 session 会 被淘汰，同时不会删除并发连接写入的更新 ticket。
该 backend 可以为 hy2/juicity/tuic/DoQ/DoH3 承载真实 ECH 与 Chrome QUIC ClientHello。代理出站不向 quinn 暴露 early packet key，因此不会发送 0-RTT early payload；互通 检查中，受支持的官方 TUIC、Juicity 或 Hysteria2 服务端也都未接受这类 early data。
服务端探测（rtt_probe）发现 quic-go 支持会话恢复，官方 tuic-server 不发 ticket。rustls 缺少 client ECH；quiche 缺少逐连接 ECH hook。
共享 client 所有权
每个由 generation 持有的 QuicRuntime 有一个类型擦除的协议 client 槽（QuicRuntimeClient）。 QuicClient<C> 对连接构建 single-flight，因此并发的首次拨号共享一次握手。 它最多保留一条可复用 active 连接。
Rotation 天然重叠：每个 flow 拥有自己的 (Connection, protocol state) pair，其类型为 (Connection, Arc<C>)。当 holder 替换已关闭或失效连接时，新工作使用 replacement，而现有 flow 可以在旧 clone 上完成。移除最后一份 warm 所有权只会移除未来复用， 不会切断 active flow。 IPv4/IPv6 各自的有界流控 profile（包括自适应接收/发送下限与冷却期）属于 runtime，而不是可选的 client 槽，因此 warm 释放、重建与 speculative client 会复用同一份已学习路径画像。
每条池化 QUIC connection 每秒采样一次 Quinn 路径与 UDP I/O 计数器，汇总到 /stats 的 quic 字段；临时 URL/健康探测连接明确排除。同一份采样使用 honk Quinn 中应用已交付/对端已确认的 stream 计数器、connection-credit gauge 与 stream-blocked frame，驱动按地址族保存的流控 profile。收发方向使用 10 秒 goodput EWMA；SRTT >= 80 ms 且连续三个样本确认高 BDP 时，将 connection 接收或发送下限向 2 x BDP 提高。对端的 DATA_BLOCKED 使 connection 接收样本无需满足 RTT 条件即可合格，并把接收下限的目标设为 max(adaptive_window(BDP), 2 × current_window)，因为按受限速率计算的 2 x BDP 不会使窗口增长；仍需连续三个样本并遵守下述冷却。stream 接收下限单独由 STREAM_DATA_BLOCKED 触发加倍，不要求连续三个样本，因为 connection 聚合 goodput 无法判断单条 stream 的需求。每个下限最大 32 MiB，独立执行五分钟升档冷却，不自动缩小；无需重连即可更新当前 connection 与当前及后续 stream。零进度样本只有在对应 connection credit 仍受压时才会保留尚未完成的升档 streak。原生 TUIC 与 Hysteria2 UDP endpoint 的单次发送截止时间为 clamp(4 × SRTT, 1 s, 5 s)；仅发送超时不会关闭 connection，因为 Quinn 会在拥塞控制占用容量时挂起发送。只有在最近一次确认之后发出的 ack-eliciting 报文至少有三个仍未确认，且超过 max(8 × SRTT, 10 s) 没有新的 QUIC 报文被确认时，路径 watchdog 才会关闭该 connection 并退役 endpoint，让下一条流重新拨号。确认进度会重置该时钟；已尝试的 UDP 报文绝不重放。TUIC 还启用 Quinn PING 保活，包括无法发送协议心跳数据报的 UDP-over-stream 回退路径。
协议契约
| 协议 | 认证与 TCP | UDP | Transport 策略 |
|---|---|---|---|
TUIC v5（src/proxy/tuic.rs） | uni stream 上的 TLS-exporter 认证；每个 flow 一条 TCP bi stream | QUIC datagram、分片，以及没有 datagram 时的 uni-stream fallback | 10 秒 heartbeat；默认 8 MiB stream 与 8 MiB connection 接收窗口，后者自动调整至最多 32 MiB，可由节点覆盖 |
Juicity（src/proxy/juicity.rs，已验证与 juicity-rs 服务端互通） | ALPN h3；TLS-exporter 认证；bi-stream header [network][trojanc metadata] | 每个客户端源一条 bi stream；打开时写一次 [network=3][metadata]，之后双向均为 [metadata][u16 length][payload] record，每条各自标明目的地或来源 | 上游 juicity/juicity-rs 默认 BBR；8 MiB stream 与 8 MiB connection 接收窗口，后者自动调整至最多 32 MiB |
Hysteria2（src/proxy/hysteria2/、mod.rs） | ALPN h3；最小 h3.rs HTTP/3/QPACK POST https://hysteria/auth，成功状态 233 | Native Hysteria2 QUIC datagram 与分片 | 正值 hy2_up_mbps 选择 quic::BrutalConfig（窗口 = max(速率×RTT, 10×MTU)，忽略丢包），否则 BBR；hy2_down_mbps 按 bytes/s 写入 Hysteria-CC-RX；同样默认 8/8 MiB 接收窗口，connection 窗口同样自动调整 |
Go juicity-server v0.4.3 有实现层面的 UDP relay 限制：它申请的 1,500 字节 buffer 被池扩展为 2,048 字节，服务端会截断更大的分帧数据包。互操作实测 8,192 字节 payload 只返回 2,048 字节，而 2,048 字节回显正常。这不是 Juicity 线协议限制，因此 honk 不会对其他服务端任意施加 2,048 字节上限。
Juicity UDP 使用已部署的 trojanc ATYP 编号（IPv4 为 1、域名为 3、IPv6 为 4），而非 Juicity 规范示意的不同编号，也不增加会话字节。同一客户端源的所有目的地共用一条 UDP stream，合作的服务端因此可以用同一个 socket 转发；recv_packet 返回每个回复帧 所标明的对端（IPv4 映射的 IPv6 规范化为 IPv4）。域名来源仅当与 stream 打开时使用的 名称相等（ASCII 不区分大小写）且端口相同才被接受，并投影为该 stream 的目标；其余 域名帧被整帧消费并丢弃，不做 DNS。未知 ATYP 为终止性错误。以改写域名拨出的目的地 仍按原始目的地分别建立 scope。所有目的地共享该 stream 的队头阻塞与失败命运；写入 超时可能留下半个帧，因此会退役整个源，而不是按拥塞处理。QUIC send-attempt hook 保留 在该源路径上。
Hysteria2 HTTP/3 层刻意保持本地且最小：control/QPACK uni stream、静态表 QPACK，以及认证所需的 HEADERS 处理。它不得宣告 SETTINGS_H3_DATAGRAM；否则会启动一个竞争的 quic-go datagram reader， 可能读走 Hysteria2 UDP packet。
Hysteria2 沿用 sing-quic 的惰性 TCP 建立方式：打开双向流后拨号即返回；首次写入合并请求与载荷，首次读取校验并移除响应，从而节省一次 RTT。
salamander.rs 实现自包含的 Salamander 混淆，在每个 wire datagram 前加 8 字节随机 salt，并用 重复的 BLAKE2b-256(password || salt) 与 payload 做 XOR。client 端口 跳跃（hy2_port_hopping/hy2_hop_interval）从第一次发送起就选择配置的目标端口。服务端必须把该端口范围 DNAT 到 listener。接收 metadata 把回包源端口重写为 nominal remote 端口， 使 QUIC 只看到一个稳定 peer。
quinn 的 1.25 MiB 窗口使 stream 在 100 ms RTT 下约受限于 12.5 MB/s。connection window 也限制内存；处理缓慢的接收方会缓冲约三倍于 connection window 的数据。它从 8 MiB 起步，honk 的 quinn fork（TransportConfig::receive_window_autotune）按 quic-go 的方式增长：一个 epoch 内应用读走超过半个窗口、且读走该比例耗时少于 4 × 比例 × RTT 时翻倍，上限取 32 MiB 与配置窗口中较大者。增长只由应用实际读走的字节驱动，处理缓慢的接收方不会放大窗口，窗口也不会缩小。可用 tuic_init_stream_recv_window/tuic_init_conn_recv_window 与 hy2 hy2_init_* 覆盖默认值。
AnyTLS session 引擎
src/proxy/anytls/mod.rs 实现 sing-anytls 多路复用，handler 无状态。每个 generation 的 NodeRuntime::AnyTls 拥有一个 SessionPool<AnyTlsSession> 与首次 拨号时构建的 BoringSSL connector；TLS context 按 shape 共享，因此 connector 不做 空闲回收。无 generation 调用使用由 guard 持有的 ephemeral 等价对象。
Pool 与 session 生命周期
src/session.rs 定义由节点持有的通用 SessionPool，供 AnyTLS、VLESS H2MUX、VLESS Mux.Cool 与 XHTTP 使用（QUIC 使用 quic::QuicClient）。它强制执行 Active、Draining 与 Closed 状态约束、atomic stream permit、event-driven capacity wait、least-loaded 选择与 pool 所有的 物理拨号 single-flight。Draining session 不计入可复用 cap，并可在存活 stream 完成期间与 replacement 重叠。 pool 还负责有界重试分类、退避、退役与幂等的强制关闭。 dial 完成时已关闭的 session 计为拨号失败，不会发布。自己的 dial 已执行过的调用方不会再次拨号，依次： 取有空位且 least-loaded 的 active session、等待其他调用方进行中的 dial、在退避窗口内快速失败、在已满的 active session 上等待容量；没有 active session 时失败并计一次拨号失败。 初始化 waiter 接收同一个 SharedError；它通过 Arc clone 原始 anyhow::Error 并保留 source chain。pool 在广播 builder failure 前绝不会 把它压平成 display 文本。 runtime owner 已终止而拒绝拨号任务时，pool 清除该任务自己的 in-flight 注册、唤醒 waiter，并按一次建立失败计入既有重拨 backoff。janitor 被拒绝时不保留运行标志，drain worker 被拒绝时强制关闭保留的 session；Mux.Cool 的 owner 拒绝 END 发送时使 carrier 失败。
AnyTLS 配置八条可复用物理 session，每条 128 个 stream。它会 spread： 所有 session 都忙且不足八条时，pool 会先建立新的一条，再增加复用负载，随后按 least-loaded 调度，使并发 stream 不共享同一条 TCP carrier 的队头阻塞。连续拨号失败使用有界 backoff，而不是让每条代理 flow 各执行一次物理连接。
协商 v2 server settings（CMD_SERVER_SETTINGS、v=2）后，每个复用逻辑 stream（SID 2 及以后）的 SYN 写出后 即加入按 SID 跟踪的 pending 集合，SYNACK 只结清自己的 SID——无关 stream 的应答 不会清除其他 stream 的 deadline，本地拆流同样取消对应定时器。SYN 写出三秒后 仍 pending 的 open，若窗口内 session 仍有入站帧（服务端活着只是未应答该开流） 则只重置该 stream。窗口内完全静默不表示 carrier 已失效：突发丢包会让所有 stream 同时静默，之后 TCP 仍会送达。此时只重置该 open，并让 session 退出轮转。 仅当再静默十秒才连同其 stream 一起退役，pool 会重新拨号，而不继续复用已失效的 carrier。 同一静默窗口内超时的所有 open 及其最终退役共用一个 Score 节点故障 episode， 不会按受影响的 stream 数量重复累加故障次数。
Session 在 30 分钟时按每 session jitter 进入 age-based drain。配置的 min_idle floor（anytls_min_idle_session）与 anytls_idle_session_timeout 输入同一个节点局部 janitor。Selector 或 UDP warm 所有权分别提高有效保留值；最后一个所有者释放时只排干未来复用， 不终止存活 stream。
有序 write 路径
所有 frame 都通过一个 WriterQueue 与一个物理 writer task。Data 使用两种单位的有界 permit：每个 session 896 个 frame 与 1 MiB 已排队或在途的 payload，先满者生效，预算 用尽时写入的 stream 被反压；字节上限同时限制新 stream 的 SYN 在饱和上传之后等待的 时间。control frame 保留 queue headroom，整个 queue 封顶 1,024 条命令。1,024 条命令的 queue 耗尽或关闭后再 push 时 session 会转为 terminal， 而不会继续增长内存。
限制排队 payload 的是字节预算：一个 frame 最多 65,535 字节，只按 frame 计数时一个 session 可以排队 56 MiB，线速上传会把它填满。预算不计取得 permit 之前的 UoT 包与编码后的 batch 缓冲。relay 每次最多读 65,535 字节，一次非空读 最多对应一个 AnyTLS frame；原先读 64 KiB 会变成一个 65,535 字节的 frame 加一个 1 字节的 frame。stream 的 SYN 与 第一个 PSH 作为一个 atomic batch 插入，因此其他 stream 不能插入两者之间。打开流的注册被中途放弃时，会发送 FIN，而不会终止 session。
完成一次 blocking pop 后，writer 只收集已排队的 frame，最多 63 frame 或 256 KiB （均不含首帧），再执行一次 flush，不等待凑满 batch。data frame 在接纳 payload 的那一次 复制中连同 header 一起序列化。不加 padding 时，writer 直接从该缓冲区写出其完整的 TLS record，只复制 control frame 与不足一个 record 的 data 字节，因此 batch 的 record 边界 与一次连续写入相同。只有物 理 batch 成功或 session 变为 terminal 后，才释放 data permit 与 confirmed-write completion。
仅含控制帧的 batch 有 5 秒 deadline（与 sing-anytls writeControlFrame 一致），到期使 session 失败。含数据帧的 batch 没有 deadline：拥塞只对容量上限施加反压，不会终止同一 session 中的其他流。
AnyTlsStream::poll_write 在取得 writer queue permit 之前不复制任何字节，因此是 cancellation-safe 的。 只有恰好这 n 字节进入有序 queue 后才返回 Ok(n)，重试的写入只入队一次。 返回 Pending 的写入没有接受任何字节：flush 与 shutdown 丢弃它的 permit 等待，被放弃的字节 不会发出，并且不等待 writer 容量即返回。
非阻塞 demultiplex
每个 TCP child 都有按 sid 分发的有界交付队列。队列满时，demultiplexer 按 SID 顺序将 frame 暂存到 overflow，不等待队列，保证 sibling 进度，并保留精确的 frame/byte 计数。
没有独立的计时器会 reset parked stream：reader 可以暂停任意长时间，仅存在 queued byte 不是 stall 证据。Emergency hard limit 为每 session 768 个 parked data frame（每个 SID 最多两个 terminal event）；达到该上限时，只有整整 3 秒 没有成功 overflow flush 的 stream 才会被 reset。retained payload 字节数由下文的 pool-wide budget 单独约束。如果某 stream 已超过 3 秒 grace，达到 hard limit 时 admission 立即 reap 它。 否则 demultiplexer 以有界 100 ms OVERFLOW_EMERGENCY_WAIT 轮次等待，并缩短到最近的 grace 到期时间， 在 reader progress 后重新判断。这覆盖已测得的 9.4 Gbps 下 12–16 ms reader 启动延迟；正常读取端的首次 flush 通过 overflow_notify 唤醒等待。每次移除都把对应 overflow counter 归零。
同一节点 pool 中所有 current 与 draining session 对 TCP 与 UoT retained payload 分别使用 12 MiB 的 pool-wide byte budget，aggregate ceiling 为 24 MiB。将 drop-on-full UoT class 分开，可防止 stalled datagram consumer 阻塞 TCP recovery。TCP budget 覆盖主 delivery queue 与 overflow；达到上限后 同样按 100 ms 轮次等待。当最旧的 TCP retained payload 已完整 3 秒没有 application-read progress 时，只 reset 该 stream 并丢弃其 retained payload。 reader 持续推进会重新开始 grace。
一个被放弃的主队列不会耗尽 pool 中所有 sibling session 的容量。
FIN 与 error event 绕过 data-frame quota，使 termination 不会被满队列 隐藏，但每个 SID 最多停放两个 terminal event。普通 overflow reap 会在 reset 前排空已经 admitted 的 data；pool-budget recovery 是 fail-safe 例外，只丢弃 stalled stream 自己 retained 的 payload。session failure 变成 ConnectionAborted；逐 stream 拒绝或 slow-consumer reap 变成 ConnectionReset。
非空的服务端 ALERT 会使 session 失败；空 ALERT 仍被忽略。 ALERT 与 SYNACK 诊断文本在有损 UTF-8 解码前最多保留 1 KiB 源字节， 并标记截断，限制每个 deferred error 的大小。 TCP stream 在交付终止读取结果时释放容量 permit，包括先交付缓冲数据、 再交付 deferred error 的路径；drop stream 也会释放 permit。
UoT delivery 使用非阻塞 try_send。UoT sink 满时会移除该 sink 并退役 对应 SID，而不是阻塞 session demux，或丢弃任意 chunk 后继续使用已经 损坏的长度分隔字节流。
Lazy UoT 创建
通过 open_uot_stream 打开 AnyTLS UDP transport 会预留 stream，但延后其 UoT request。 AnyTLS 使用 non-connect UoT v2：request 为 0x00 加第一个目的地的 SOCKS5 地址， 仅用于服务端路由与地址族选择；request 与第一条编码后 datagram 作为一个有序 PSH 一起发送。此后双向每个 datagram 都用 UoT v1 布局 [ATYP][address][port][u16 length][payload] 携带自己的地址，packet ATYP 为 IPv4 0、IPv6 1、域名 2（不同于 request 地址的 SOCKS5 编号）。payload 上限为 16 KiB，与 anytls-go 0.0.13 及 sing v0.5.1 的 relay buffer 一致； 更大的输入会在消耗 lazy setup 或破坏逻辑 stream 之前失败。这样既避免原本 空的 setup round trip，也不允许首包重放。
因此一条 stream 服务一个客户端 source 的全部目的地（Shared source transport）， 服务端可用同一个未 connect 的 socket 承载它们。recv_packet 在消耗 frame 之前先解码地址： 数值源地址直接返回（IPv4-mapped IPv6 归一为 IPv4），打开时捕获的域名加端口投影回捕获的 target， 其他任何域名 frame 都被整体丢弃（释放其头部与 payload 的全部 credit，不做域名解析）； 未知 ATYP 是终止错误。发送时，逐包目的地址只有与拨号域名相同才写为域名，其他目的地址使用数值形式。每条 flow 的首次发送等待物理 flush（confirmed），稳态发送只入队， admitted 在 frame 入 session writer 队列时设置。队列与 credit 上限仍是单个 transport 的上限， 因此队列饱和或 EOF 会退役共享该 SID 的所有目的地。域名目标流（RewriteTo）仍按原始目的地各自成 scope。
冷 URLTest speculative preparation
冷 URLTest 是唯一会准备多个叶子的选择路径。选择策略与 stagger 规则见 组设计；出站层只保证 preparation 的副作用安全。
Session pool 会原子返回已有共享 session 上的 permit，或一个计入 pool cap、 由调用方所有的 provisional 物理拨号槽。detached AnyTLS 或 VLESS mux session 在 winner commit 发布并启动 janitor 前保持在可复用 pool 外。丢弃未胜出的准备结果会取消物理拨号、移除受 generation 保护的槽与 SID，并同步关闭附着的 session。
QUIC candidate 构建 detached client。Loser 会被 force-close。Winner commit 仅在 generation 槽仍为空时发布其 client。如果普通流量已经填充 该槽，则保留 incumbent；winning flow 继续使用它已经拥有的 detached connection 与 protocol-state clone。
异步 PreparedUdpTransport::commit 在暴露 PacketTransport 前完成该协议的 promotion。Commit failure 失败关闭并 drop transport。QUIC 槽仲裁在修改槽后不再 await，因此 cancellation 不可能留下已经发布但未 commit 的 winner。
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