Concurrency — параллелизм и асинхронность

Решения этой группы определяют модель параллельных вычислений Nova: как fiber-runtime обеспечивает невидимую приостановку, какие structured-concurrency примитивы есть в языке, и как параллелизм выражается в коде.

D14. Fiber runtime — невидимая инфраструктура

⚠️ REVISED → D62, D64. Изначально D14 объявлял Async как эффект. После D62 Async не является эффектом — это runtime-инфраструктура, ambient capability. В сигнатурах не пишется. Гарантия не-приостановки даётся блоком realtime как inverse-маркер, а не отсутствием Async в сигнатуре. Структурный параллелизм через D50 (spawn, parallel, race, supervised(cancel:)).

📋 CONCRETIZED IN D71. Bootstrap-runtime: round-robin scheduler nova_supervised_run, nova_fiber_yield для cooperative suspension. Без preemption, single-threaded. Production-runtime — расширение D71.

Что

Fiber runtime обеспечивает приостановку без видимого await/ Future<T>. Цвет функции отсутствует: вызов sync-функции и suspend-функции выглядят одинаково. Точки приостановки невидимы в типах — программист и LLM их не видят (это сознательное решение D62: runtime-факт, не tipo-факт). Если нужна гарантия, что приостановки нет, используется блок realtime { ... }.

Structured concurrency — примитивы языка (spawn, supervised [+ опц. cancel:], select, parallel for, detach, blocking), race/with_timeout — stdlib поверх них, см. D50, D75.

Правило

Внешне — синхронно выглядящий код

fn fetch(url str) Net -> Response => ...

fn handler(req Request) Net Db -> Response {
    ro user = fetch_user(req.id)            // никаких .await
    ro posts = fetch_posts(user.id)         // никаких .await
    Response.json(posts)
}

Тип возврата Response, не Future<Response>. Программист пишет последовательный код, а компилятор + scheduler делают остальное. Async НЕ присутствует в сигнатуре (D62).

Внутри — fiber scheduler

Под капотом — fiber-based scheduler (как в Go или OCaml 5). Когда операция эффекта Net приостанавливается, fiber кладётся в очередь ожидания, scheduler берёт другой fiber. Память — сегментированный стек или cactus stack.

Structured-concurrency примитивы

Это примитивы языка, не функции stdlib — управление параллелизмом нельзя выразить только через эффект:

// parallel for — ждёт всех, отменяет хвост при ошибке
fn fetch_all(urls []str) Net Fail -> []Response =>
    parallel for url in urls {
        fetch(url)
    }

// race — кто первый ответил, тот и победил
race {
    fetch(url_a),
    fetch(url_b),
}

// select — ожидание любого из событий (финальный синтаксис — D94,
// Plan 65 revision: ChanReader.close_after заменил Time.after(ms))
ro t = ChanReader.close_after(Duration.from_secs_f64(5.0))
select {
    Some(msg) = channel_a.recv() => { process(msg) }
    Some(msg) = channel_b.recv() => { process(msg) }
    None      = t.recv()         => { default_value }
}

// supervised(cancel:) — структурная отмена с внешним токеном (D75)
ro tok = CancelToken.new()
supervised(cancel: tok) {
    spawn do_thing()
    spawn do_other()
}

// with_timeout — bound на время выполнения
with_timeout(2.seconds()) {
    Db.exec(sql`UPDATE counters SET v = v + 1`)
}

region { ... } (05-memory.md → D6) живёт в этой же категории — runtime-примитив, отвечающий за память real-time зон.

Почему

1. Невирусность. Отсутствие await/Future<T> снимает «цвет функции» — вызов suspend-функции из suspend-функции выглядит как обычный вызов, без обёрток. Это значительно упрощает рефакторинг и AI-генерацию.
2. D62: Async — runtime-инфраструктура, не type-fact. Программист не должен думать про suspension при чтении сигнатуры. Если в будущем какая-то операция станет sync — сигнатура не меняется. Тип отражает поведение, не реализацию. Гарантия отсутствия suspension даётся блоком realtime { ... } (D64).
3. Прецеденты. Erlang и Go доказали, что fiber-runtime работает на масштабе backend (миллионы fiber’ов на узел). OCaml 5 показал тот же подход в строго типизированном языке.
4. Structured concurrency встроена. Не нужны библиотеки типа Trio/structured-concurrency RFC — parallel for, race, supervised(cancel:) — часть языка. Это значительно безопаснее для AI-генерации (нет утечек fiber’ов).

Сравнение с Rust async

Nova ближе к Erlang/Go по runtime, к Koka по типам. Платит памятью (fiber stacks) ради простоты кода (невирусность).

Стоимость fiber’а

Каждый fiber — несколько килобайт минимум (растёт по необходимости). Дороже Rust state machine, дешевле OS thread. Миллион fiber’ов на машину — норма (как Erlang). Миллиард — нет, для таких задач есть Stream/событийная модель.

Async — runtime, не тип

«Всё — эффект» (D10) — это типовая модель, не runtime-модель. На уровне типов Async НЕ существует (D62). На уровне runtime async требует fiber-инфраструктуры, как memory regions требуют allocator’а (D6). Симметрия: GC, region и fiber-scheduler — три runtime-капабилити, которые не отражаются в эффектах.

Что отвергнуто

• Future<T> в типе возврата (Rust/TS-стиль) — заставляет программиста писать await, заражает все вызывающие функции цветом.
• async/await keywords — отвергнуты. Cuspension — runtime-факт, не в типах.
• Async как эффект в сигнатуре — отвергнуто в D62. Программист не должен видеть suspension в типах; ему достаточно inverse-маркера realtime (D64) для гарантии no-suspend.
• Stackless coroutines (Rust state machines) — экономят память, но требуют Pin/Send/Sync бойлерплейта; не подходят для AI-кодинга.
• OS threads as default — слишком тяжёлые для миллионов задач.
• Custom Promise как магия компилятора — отвергнут. Promise[T] как пользовательская структура, если нужна, пишется обычным кодом (handler-обёртка над Async).

Открытые вопросы

• Реализация fiber stacks — segmented vs cactus vs on-demand growable. Решается на этапе runtime-разработки.
• Дефолтный размер fiber stack — баланс между начальной стоимостью и частотой роста.
• C interop для синхронных C-вызовов — механизм detach to OS thread нужен для блокирующих C-функций (например, libcurl).

Связь

• 01-philosophy.md → D10 — «всё — эффект» применимо к Net/Db/Fail/Log; suspension — исключение (D62).
• 04-effects.md — система эффектов в целом.
• 05-memory.md → D6 — region как родственный runtime-примитив.
• 08-runtime.md — три режима компиляции работают с fiber’ами одинаково.

Эволюция

D14 в первой редакции объявлял Async как эффект в сигнатуре. После D62 Async убран из type-system целиком — suspension стала ambient capability runtime’а. Гарантия отсутствия suspension даётся блоком D64 realtime { } как inverse-маркером.

Открытый вопрос про C interop через detach to OS thread закрыт D50 — эффект Blocking + примитив blocking { ... }.

D50. Concurrency model: spawn, detach, Blocking

🔴 blocking { } block-form + Blocking effect REMOVED. Plan 113 (D172, 2026-05-30) retracted the blocking { ... } block-form: the parser now rejects it with [D172-block-form-removed] and directs users to a #blocking fn attribute instead. Plan 91.15 (2026-06-17) completed the removal — the Blocking effect is gone from the compiler entirely (no longer a built-in effect name, no longer in the realtime-suspend-effect list) and from std/net (TCP/UDP I/O methods carry only TcpNet / UdpNet; the effect handler parks the fiber on the libuv event loop, so no separate Blocking declaration is needed). The §4 blocking { … } subsection below and every Blocking/blocking { } mention in this D50 are historical — kept for context, no longer normative.

⚠️ REVISED → D62, D64. Исходный D50 трактовал Async как эффект и упоминал «единый эффект Async». После D62 Async — ambient runtime-инфраструктура, не эффект. Par тоже не существует. Гарантия не-приостановки даётся блоком realtime. Detach/Blocking остаются эффектами — у них есть видимый side-effect для caller’а (fire-and-forget семантика и блокировка ОС-потока соответственно), что делает их кандидатами на type-level декларацию.

⚠️ Detach-эффект — ЧАСТИЧНО (обновлено Plan 173 Ф.3 п.2, 2026-07-09): «Detach» — зарезервированное builtin-имя (types/mod.rs); требование эффекта в сигнатуре ТЕПЕРЬ enforced в checker’е ([E_DETACH_REQUIRES_EFFECT], D414 §2); самостоятельного effect-type-декла в std всё ещё нет. Поведение сирот при ошибке/панике — LogAndDrop, зашито в runtime.c (не handler); escalate-to-scope — opt-in design ([M-173-detach-escalate-to-scope]).

📋 PARTIALLY IMPLEMENTED IN D71. Bootstrap’ом реализованы: supervised, parallel for, detach (Plan 83.4.5.2 Ф.4 amend — default AsyncDetach через nova_runtime_spawn_orphan primitive: armed runtime → worker pool fire-and-forget; bootstrap cooperative → global orphan scope drained on atexit либо через runtime.drain_orphans() explicit-sync API), Time.sleep как yield-point, blocking { } (Plan 83.3 — libuv- threadpool offload, см. §4 «Реализация»). Capture-by-value для immutable scalars. Не реализованы: race, select, cancel_scope, with_timeout, эффект Detach в effect-system (всё ещё runtime- primitive), cancellation/error-propagation между fibers (для non-orphan). Orphan errors → LogAndDrop в caller’s stderr, non-propagate.

Что

Конкретизация D14:

• spawn разрешён только внутри structured-scope.
• detach { ... } — отдельный примитив для долгоживущих задач (требует эффекта Detach).
• blocking { ... } — примитив для синхронных C-вызовов (требует эффекта Blocking).
• Никакой синтаксической отметки на месте вызова suspend-функции (нет await/?async) — suspension это ambient (D62).

Правило

1. Suspension — ambient (D62), не эффект

Suspension fiber’а не пишется в сигнатуре. parallel for, race, select — синтаксические примитивы языка (D14), они работают на уровне fiber-runtime’а, не type-system’ы.

fn fan_out(urls []str) Net Fail -> []Response =>
    parallel for url in urls {
        fetch(url)
    }
// в сигнатуре только Net Fail; suspension — ambient

Декларация «эта функция может suspend» — через имя или док-коммент. Гарантия не-suspend даётся блоком realtime { }.

2. spawn — только в structured-scope, возвращает unit

spawn — keyword-конструкция (не функция). Синтаксис: spawn expr, где expr — любое выражение: вызов функции, блок, и т.д.

spawn body — это statement (fire-and-forget внутри scope). Возвращает unit, не результат body. Это сознательное решение — см. «Почему» ниже.

spawn fetch_users()          // вызов функции
spawn { compute(x) }         // inline-блок

// ✗ ОШИБКА компиляции — spawn возвращает unit, нет смысла связывать
ro r = spawn fetch_a()

Чтобы получить результат от concurrent-выполнения:

parallel for → []T — ЛЮБОЙ элемент T, ЛЮБОЙ итератор (Plan 173.1 Ф.2, 2026-07-09; D414 §4): сбор — через канал (клон Sender’а создаётся в родителе на момент spawn → move в ребёнка → send trailing-значения → close на выходе ребёнка; выделенный drain-fiber внутри scope; буфер K = min(len, 16) — back-pressure, память O(CAP), не O(N)). Элемент — примитив, heap-record, value-record (D228), анонимный и именованный tuple (D215), sum-тип, вложенный []T. Порядок элементов = completion order (плотный, без дыр); итерационный порядок НЕ гарантирован — коду, которому нужен порядок, — xs.sort() / сортировка по ключу. Прежний V1-guard [E_PARFOR_RESULT_UNSUPPORTED] (Plan 173 Ф.1 #7) и примитив-whitelist УДАЛЕНЫ ([M-parfor-record-result-miscompile] закрыт на всей матрице типов — nova_tests/err173_1/parfor_elem_matrix.nv).

Пример mut-захватов:

mut a = 0
mut b = 0
supervised {
    spawn { a = compute_a() }       // results через shared mut
    spawn { b = compute_b() }
}
use_both(a, b)

spawn() с пустыми скобками — запрещено: скобки не несут смысла и создают иллюзию вызова функции. Подробно — D43.

spawn запрещён вне structured-блока. Допустимые скоупы: supervised (в т.ч. supervised(cancel:)), parallel for, select; а также stdlib-функции, построенные на них (race, with_timeout), внутри своих тел. Вне такого скоупа spawn foo() — ошибка компиляции.

// ✓ ОК — spawn внутри supervised
supervised {
    spawn fetch_a()
    spawn fetch_b()
}

// ✗ ОШИБКА компиляции — spawn вне scope'а
fn handler(req Request) Net -> Response =>
    spawn write_audit(req)   // ← запрещено
    Response.ok()

Отмена прорастает от scope’а, ошибки одного fiber’а ловятся scope’ом (D14 structured-concurrency).

3. detach { ... } для долгоживущих задач

Если задача должна пережить caller’а (фоновый аудит, отложенная запись, метрики) — detach { ... }. Это:

• syntactic primitive языка (как region, parallel),
• запускает блок как новый fiber,
• не возвращает handle (fire-and-forget),
• привязан к глобальному runtime supervisor, не к локальному scope’у.

Использование требует эффекта Detach в сигнатуре:

fn handle_request(req Request) Net Db Detach -> Response {
    ro resp = process(req)
    detach {
        write_audit(req, resp)         // живёт после возврата handler'а
    }
    resp
}

Detach — обычный эффект в системе (D2): handler в скоупе можно подменить (для тестов), capability запретить (sandbox), линтер проверяет на лишние detach’и.

// тесты — detach исполняется синхронно, никаких background-задач
with Detach = SyncDetach {
    handle_request(req)
}

Глобальный default-handler Detach — LogAndDrop: throw из detached- fiber’а логируется как warning, panic — как critical (с D13 семантикой «fiber мёртв»).

3.1. Default detach semantic — AsyncDetach (Plan 83.4.5.2 Ф.4, 2026-05-23)

detach { body } под production runtime (armed M:N либо bootstrap cooperative) — fire-and-forget на orphan fiber (паритет Go go fn(), tokio tokio::spawn без JoinHandle, Kotlin GlobalScope.launch { … }).

Runtime routing:

• armed M:N runtime (runtime.is_initialized() == true): orphan body push’ится в worker deque через nova_runtime_spawn_orphan → nova_runtime_spawn_global (round-robin worker assignment). Caller возвращается мгновенно; body выполнится на одном из worker’ов.
• bootstrap cooperative (default до Plan 83.2 flip): orphan body push’ится в global _nova_orphan_scope queue; drain’ится через nova_supervised_drain_main_scope либо на atexit, либо явным вызовом runtime.drain_orphans().

runtime.drain_orphans() — stdlib-API (analog Go sync.WaitGroup.Wait() для anonymous-spawn’ов). Используется test-suite’ом для explicit-sync между detach { side_effect } и assert; production-кодом редко требуется (caller обычно не ждёт fire-and-forget).

// Test pattern — explicit sync:
mut x = 0
detach { x = 42 }
runtime.drain_orphans()    // wait для orphan body completion
assert(x == 42)            // OK

LogAndDrop errors (как и до 83.4.5.2): orphan body throw → fprintf(stderr, ...) + fiber dies cleanly. Caller не abort’ится; другие orphans + main flow продолжают.

Handler inheritance: orphan fiber видит outer with X = h биндинги captured на spawn-time (Plan 83.4.5.4 spawn-time TLS snapshot — паритет Node AsyncLocalStorage, Kotlin CoroutineContext.Element).

Bootstrap SyncDetach (inline в caller’е) — legacy semantic; всё ещё работает через with Detach = SyncDetach { … } для test-mocking patterns. AsyncDetach — production default.

4. blocking { ... } для синхронных C-вызовов

Синхронные C-функции (read(2) без O_NONBLOCK, pthread_mutex_lock, тяжёлые computational библиотеки) блокируют ОС-поток. На M:N scheduler’е это значит, что весь worker встал. Решение — отдельный pool ОС-потоков для блокирующих задач:

fn read_file_sync(path str) Blocking Fail[IoError] -> []u8 =>
    blocking {
        c_read_file(path)             // выполняется на blocking-pool потоке
    }

blocking { ... }:

• syntactic primitive языка,
• уводит тело на отдельный ОС-поток из blocking-pool, fiber паркуется,
• worker scheduler’а возвращается в общий пул, обслуживает другие fiber’ы,
• когда C-код вернулся — fiber резюмится на своём home-worker’е,
• отдаёт значение trailing-выражения тела (let data = blocking { c_read() }),
• requires эффект Blocking в сигнатуре enclosing-функции.

Blocking-эффект:

• виден в сигнатуре (caller знает «может заблокировать поток»),
• запрещён внутри realtime { }-блока (D64) — блок гарантирует не-suspension, а blocking-pool вызывает suspend на ОС-потоке.

Размер blocking-pool — runtime-конфиг (NOVA_BLOCKING_THREADS, default 64). Если пул заполнен — fiber ждёт в очереди (graceful, не дедлок).

Реализация: Plan 83.3 (2026-05-22)

Bootstrap-runtime реализует blocking { } через libuv threadpool (uv_queue_work) — процесс-глобальный пул ОС-потоков:

1. fiber вызывает blocking { } → runtime пакует тело в uv_work_t, uv_queue_work на loop home-worker’а;
2. fiber паркуется (park/wake D93, тот же путь, что Time.sleep) — worker свободен, берёт другой fiber;
3. work_cb исполняется на threadpool-потоке — делает блокирующую работу;
4. after_work_cb на loop’е home-worker’а будит fiber с результатом;
5. fiber резюмится со значением тела.

NOVA_BLOCKING_THREADS (default 64) пробрасывается в UV_THREADPOOL_SIZE в runtime-прологе (nova_evloop_init); явный пользовательский UV_THREADPOOL_SIZE уважается.

Аменд: Plan 83.11 Ф.4 (2026-06-08) — offload через centralized driver

После D228 (centralized I/O driver) шаг 1 выше уточнён: когда driver-thread запущен (production M:N), nova_blocking_offload не вызывает uv_queue_work(nova_current_loop()) на loop’е home-worker’а, а submit’ит job NOVA_DRV_JOB_ARM_BLOCKING в driver queue. Driver thread в _nova_driver_handle_arm_blocking вызывает uv_queue_work на своём loop’е (&_nova_driver.loop). Соответственно шаг 4 (after_work_cb) исполняется на driver thread, а не на home-worker’е, и будит fiber кросс-потоково через nova_sched_wake (тот же dispatch-путь, что driver-routed Time.sleep из D228). Legacy per-worker путь сохранён для bootstrap/single-thread режима (nova_driver_is_started() == false).

Cross-thread wake-before-park закрывается тем же механизмом, что у sleep: (а) park_until fast-path проверяет done-predicate до yield; (б) перед submit’ом job’а делается pre-init nova_sched_get_state(scope) — чтобы wake с driver-потока, прилетевший до register_pending, не потерялся на find_state == NULL; (в) pending_wake[]-counter (Plan 83.11 Ф.3.A). uv_cancel(&st->work) thread-safe для work-request’ов на обоих loop’ах, так что cancel-путь (_nova_blocking_stop_cb) работает без изменений.

✅ ЗАКРЫТО (Plan 173.0 Ф.1 / Plan 83.11, 2026-06-11). Ранее существовавший pre-existing M:N race в общей park/wake машинерии (torn-чтение массивов sched_state в nova_sched_grow_state при росте scope, гонка с nova_sched_wake driver-потока) структурно устранён: park/wake storage (NovaSchedState) переведён на chunked stable-address директории (fibers.h:398-445 — chunk=64, alloc ровно раз, RELEASE-publish + ACQUIRE-read, capacity публикуется ПОСЛЕДНЕЙ; grow = CAS-publish, не realloc), плюс single-winner park_state WAIT→DISPATCHED CAS (fibers.h:1864) и nested-cascade cancel-propagation (fibers.h:893) — torn-base физически невозможен. supervised корректен под РЕАЛЬНЫМ M:N: NOVA_MAXPROCS=1 БОЛЬШЕ НЕ ТРЕБУЕТСЯ как race-guard (D14/D50/D75). Регресс-гарды: nova_tests/concurrency/grow_vs_wake_explicit.nv, nova_tests/err173_0/supervised_drain_mn_guard.nv (оба ARMED M:N, без NOVA_MAXPROCS=1/NOVA_AUTOARM=0). Трекер [M-83.11-grow-vs-wake-race] — CLOSED (simplifications.md); driver-routing blocking-offload корректен.

blocking { } — примитив, не handler-эффект. В отличие от detach (with Detach = SyncDetach), blocking { } не диспетчеризуется через handler: контекст-чувствительный codegen всегда либо offload’ит (в fiber-контексте), либо выполняет тело inline (на main-потоке — нет worker’а пинить). Blocking в сигнатуре — требование декларации, не точка подмены.

V1 leaf-контракт (GC-safety)

work_cb исполняется на threadpool-потоке, который не Boehm-GC-registered и не является fiber’ом. Поэтому V1-контракт: тело blocking { } обязано быть leaf — FFI/syscall без

• GC-аллокации (GC_malloc с не-registered потока — UB),
• вызовов обратно в Nova-рантайм (нет fiber/event-loop-контекста),
• control-flow-escape наружу (return/break/continue, пересекающих границу blocking { }).

Проверяется компилятором (Plan 83.3 Ф.6). Тело blocking { } type-check’ается как nogc + бан suspend-эффектов:

• alloc-вызовы ([]T.new, HashMap.new, StringBuilder.new, str.from, …) внутри blocking { } → compile error;
• вызов функции/эффект-операции с эффектом Net/Fs/Db/Time внутри blocking { } → compile error (нужен event-loop, которого на threadpool-потоке нет).

Остаётся documented-риском, не enforced’ным: nogc-проверка — консервативный whitelist (не ловит user-record-литералы); throw/? (Fail-эффект) — throw делает longjmp без fail-frame на threadpool-потоке. Спековый пример blocking { c_read_file(path) } с Fail[IoError] под V1 безопасен только если FFI сигналит ошибку возвратом (Result), а не Nova-throw.

Покрывает основной use-case — блокирующий FFI. V2 (followup): GC-регистрация threadpool-потоков (GC_register_my_thread once-per- thread) разрешит произвольный Nova-код под Blocking (включая alloc и throw); отложена — V1 достаточно для целевого паритета.

Cancellation

• Не стартовавшая uv_work_t отменяется uv_cancel() → fiber будится с cancel.
• In-flight блокирующая работа не прерывается — C-вызов непрозрачен и доводится до конца, результат отбрасывается, бросается cancel. Это industry-standard: Go не прерывает блокирующий cgo-вызов, tokio не отменяет running spawn_blocking. В обоих случаях after_work_cb отрабатывает → fiber гарантированно будится.
• Интеграция с CancelToken (D75) / supervised-cancel — через stop_cb, зарегистрированный в pending-таблице scope’а.

Detach и Blocking могут комбинироваться:

fn submit_log(event Event) Detach Blocking -> () =>
    detach {
        blocking {
            c_send_to_syslog(event)
        }
    }

5. Никакого await / маркера на месте вызова

Подтверждение D14 (REVISED): вызов suspend-функции из любой функции — обычный вызов, без .await/?async/любого маркера. Suspension — ambient (D62), не type-fact. Точки suspend — implementation detail (preemption после v1.0 делает их несущественными).

Почему

1. Suspension как ambient (D62) упрощает ментальную модель. Программист не выбирает между Async и Par — это деление искусственное и устранено. AI-friendly: suspension — runtime-факт, не type-факт. Гарантия non-suspension — через realtime { } блок (D64).

2. spawn только в scope’е защищает от утечек fiber’ов. Главная ошибка Go-style fire-and-forget — задачи, переживающие caller’а незаметно. Structured concurrency (Trio, Kotlin coroutines, Swift TaskGroup) — общепризнанный путь решения.

3. detach как эффект делает long-lived задачи видимыми. Если функция запускает что-то, переживающее её — это видно в сигнатуре (D10 «всё — эффект», AI-first). Без Detach в сигнатуре detach { ... } — ошибка компиляции, аналогично throw без Fail[E].

4. Blocking — явная модель Tokio. Tokio (spawn_blocking) доказал, что явный примитив для блокирующих операций — рабочая модель. Альтернативы:

   • Авто-детект (Go/Loom) требует deep runtime hooks, сложен и хрупок.
   • Без поддержки превращает любой блокирующий syscall в bottleneck для всего scheduler’а.

5. Отсутствие await — прецедент Erlang/Go/Java virtual threads. Эти языки работают без маркера suspend много лет, на масштабе backend. Опыт показывает: маркер не даёт реального контроля (preemption всё равно вставляет suspend), но создаёт boilerplate. D14 уже зафиксировал это — D50 подтверждает.

6. spawn body возвращает unit (а не результат body). Async прозрачный (D62) делает синхронный результат от concurrent-вызова избыточным:

   • Если результат нужен sequentially → пиши прямой вызов let users = fetch_users(). Suspension случится сама собой, никакого .await/.value() не пишется.
   • Если нужна параллельность с гомогенным результатом → parallel for ... { ... } возвращает массив.
   • Гетерогенная параллельность → channels (D79) или parallel { ... } typed tuple (открытый Q-parallel-tuple). ⚠️ mut-захваты — race-prone в preemptive runtime, безопасны только в D71 single-threaded bootstrap; для production использовать channel или parallel-tuple.

   Альтернативы — implicit-await (= «цвет функции», D62 запрещает) или Handle[T].value() (= новый тип в системе, дополнительный boilerplate, типичный Rust-стиль). И то, и другое противоречит принципу D9 «один очевидный путь».

Что отвергнуто

• Раздельные Async/Par. Искусственное разделение, AI-unfriendly, не даёт информации сверх «функция fan-out» (которая лучше через имя/док).
• Fire-and-forget spawn свободно (как Go). Утечки fiber’ов становятся систематическими, отмена не прорастает, supervision ломается.
• detach без эффекта (просто примитив). Скрывает важную информацию из сигнатуры — функция «что-то запускает в фоне» неотличима от обычной. Нарушает D10/D14.
• Авто-детект блокирующих syscall’ов (Go runtime hooks, Loom carrier-thread magic). Сложнее реализовать, хрупче на нестандартных C-библиотеках, прячет важное поведение от сигнатуры.
• await / ?async маркер на call site. Не даёт реальных гарантий после введения preemption (v1.0+); добавляет boilerplate.
• Отдельный supervisor для каждого detach. Глобальный default supervisor (handler Detach = LogAndDrop) проще; явный supervisor ставится handler’ом в скоупе при необходимости.
• spawn body возвращает результат body. Изначальная редакция D50 / syntax.md подразумевала это (let r = spawn { compute() }). Отвергнуто: либо неявно блокирует caller’а до завершения spawn’а (тогда supervised теряет смысл — нет параллельности), либо требует implicit-await (= «цвет функции», нарушение D62), либо требует Handle[T] тип с blocking .value() (= boilerplate + новый тип в системе). Все три плохи. Async прозрачный (D62) делает синхронные значения от concurrent-вызова избыточными — если значение нужно, пиши прямой вызов. spawn — fire-and-forget statement; результаты через mut-захваты или parallel for (массив-результат).
• Handle[T] / future-объект от spawn. Aналог Rust JoinHandle или Kotlin Deferred. Отвергнуто: добавляет тип в систему, требует .value() синтаксиса (то же что implicit-await но явно в коде), не даёт ничего сверх mut-захватов.

Связь

• D14 — D50 конкретизирует D14 (suspension ambient, structured spawn, detach/blocking как отдельные примитивы с эффектами).
• D2 / D10 — Detach, Blocking — обычные эффекты в системе, handler-механизм работает одинаково.
• D64 — realtime { } блок запрещает Blocking внутри (suspend на blocking-pool несовместим с гарантией не-приостановки).
• D13 — panic в detached-fiber’е = смерть fiber’а (как везде); глобальный supervisor логирует.
• revolutionary.md R7, R9 — structured primitives и supervision; D50 уточняет, что они — единственный способ запустить fiber внутри scope’а.

Открытые вопросы

• Channel[T] API — формализован в D79.
• Mutex/Atomic — stdlib (D167-D172 + D370 (ex-D370)), не prelude; owner-actor pattern предпочтителен, escape hatch через import runtime.sync.{...}.
• Размер blocking-pool по умолчанию — детали реализации runtime’а.
• Поведение при отмене detached-задачи — отдельный handler-сахар или работа через capability?

Эволюция

D50 active. До его принятия D14 оставлял несколько вопросов (Q12.1 spawn-семантика, Q12.2 Async vs Par, Q12.6 C interop) — закрыты этим решением. Q12 в open-questions сжимается до stdlib-API (переходит в Q9).

D71. Bootstrap concurrency runtime

Status: active. Конкретизирует D14 и D50 для bootstrap-компилятора: минимальная реализация supervised, detach, parallel for, Time.sleep — достаточно для тестов с реальным переключением корутин и pre-production-кода. Production-runtime будет надстройкой (preemption, timer-wheel, multi-thread, cancellation, error-propagation).

Что

D71 фиксирует минимальную, но spec-faithful реализацию concurrency-примитивов из D14/D50 в bootstrap-runtime’е:

1. supervised { body } — round-robin scheduler над локальной очередью fiber’ов.
2. spawn имеет две семантики, выбираемые контекстом:
   • Внутри supervised — кладётся в очередь scope’а, запускается scheduler’ом при выходе из scope.
   • Вне supervised — eager-blocking (запускается до завершения немедленно). Это не spec-compliant поведение D50 (по спеке должно быть compile error), но сохранено для bootstrap-совместимости. См. «Что упрощено».
3. detach { body } — fire-and-forget. Default-handler SyncDetach исполняет body inline (как обычный block). Эффект Detach в сигнатуре пока не требуется компилятором.
4. parallel for x in iter { body } — D14 fan-out. Десугарится в supervised { for x in iter { spawn { body } } }.
5. Time.sleep(ms) — yield-point с context-sensitive диспатчизацией.
6. Capture-by-value для immutable scalars. Без этого parallel for и любой spawn-в-цикле дают неправильную семантику (все queued fibers видят последнее значение loop-переменной).
7. Heap-allocated ctx-struct в supervised. Без этого N spawn’ов в одной итерации цикла разделяют один stack-slot.

Правило

Тип результата supervised и parallel for

supervised { body } — value-expression (Plan 173.1 Ф.1, 2026-07-09; D414 §4): возвращает своё trailing-выражение, вычисленное ПОСЛЕ join’а всех детей (post-join). Void-форма (нет trailing) — по-прежнему unit. Bootstrap-заглушка «возвращает unit, trailing отбрасывается (void)» (2026-05-06) снята. parallel for = сахар над этой формой.

ro total = supervised {
    spawn { part_a() }
    spawn { part_b() }
    acc          // ← вычисляется после завершения ВСЕХ детей
}

parallel for x in iter { body } — по spec D14 это expression типа []T (где T — тип body). Это параллельный map, не loop.

ro responses []Response = parallel for url in urls { fetch(url) }
//                          ^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^^
//                          параллельный map: 1 element → 1 response

Codegen (Plan 173.1 Ф.2, 2026-07-09): array-mode — канальный сбор для ЛЮБОГО элемента T и ЛЮБОГО итератора (Iter-protocol, без len()): клон Sender’а создаётся в родителе на момент spawn (refcount++ ДО закрытия родительского tx) и move’ится в ребёнка; ребёнок send’ит trailing-значение (int-скаляры — прямо в слот, heap-указатели — через intptr, value-типы — boxed-копией) и закрывает клон на ЛЮБОМ выходе (success/throw/cancel); родительский tx закрывается после enqueue-цикла; выделенный drain-fiber внутри scope дренирует до None (= последний клон закрыт) и пушит в результирующий Vec[T]. Буфер K = min(len, 16) — back-pressure. Порядок = completion order (плотный) — упавший ребёнок не шлёт, дыр нет; итерационный порядок НЕ гарантирован. Ошибка ребёнка → отмена siblings + re-throw после дренажа (173.0) — накопленный массив НЕ возвращается. Без trailing — statement-семантика (unit), включая inline-threshold оптимизацию. См. nova_tests/err173_1/ + nova_tests/concurrency/parallel_for_array.nv.

for vs parallel for — разные семантики

Обычный for x in iter { body } — это statement (тип unit). Тело выполняется ради side-effects:

for url in urls {
    Log.info(url)         // только side effect, ничего не собирается
}
// for сам — unit

Если нужен sequential map (собрать массив результатов последовательно) — использовать iter.map(|x| body):

ro names []str = users.map(|u| u.name)
// или с trailing-fn (для длинных тел):
ro names []str = users.map() fn(u) => u.name

parallel for — expression (тип []T). Тело — функция от элемента к результату:

ro responses []Response = parallel for url in urls { fetch(url) }

Сводная таблица:

Это намеренное различие — for для side-effects (большинство случаев), parallel for для structured fan-out. Sequential map выражается через method-chain, не через for-form, чтобы избежать аллокации []unit для side-effect-циклов и сохранить привычную семантику for из Go/Rust/Java.

Bootstrap-реализация (2026-05-06): array-mode работает для T ∈ {int, bool, f64, str} и для итераторов a..b, a..=b, array literal. Pre-allocate NovaArray_T* размера N (end - start [+1] для range, длина литерала для array), per-iteration ctx содержит _nova_par_idx + _nova_par_result, spawn body’s trailing автоматически пишет в result.data[idx]. Если trailing отсутствует — старая семантика (statement, unit). Spread в array literal не поддержан в v1 — degrade to unit. См. nova_tests/concurrency/parallel_for_array.nv.

1. supervised { body } — round-robin scope

supervised {
    spawn fiber_a()       // в очередь, не запускается
    spawn fiber_b()       // в очередь
    do_main_work()        // исполняется eager в текущем потоке
    spawn fiber_c()       // в очередь
}                         // ← scheduler крутит resume A, B, C по кругу
                          //   пока все не MCO_DEAD

Семантика:

• Очередь scope’а — локальная NovaFiberQueue с фиксированной capacity (64 в bootstrap). Превышение → runtime panic.
• spawn в scope — создаёт coroutine через mco_create, кладёт в очередь, не делает resume. Возвращает unit.
• Scope-exit — nova_supervised_run крутит цикл do { step } while alive, где step — один full pass очереди (resume каждый живой fiber один раз).
• Тело supervised исполняется eager в потоке вызвающего, до scheduler-runa. Yield-point на main-уровне (см. п. 5) даёт main-flow возможность переключиться с queued fiber’ами.
• Captures в spawn-body живут на стеке (по pointer) или копируются в ctx-struct (по value) — см. п. 6.

2. spawn — две семантики по контексту

// (a) Внутри supervised — отложенный запуск
supervised {
    spawn { compute_a() }     // запустится при scope-exit (или раньше при yield)
    spawn { compute_b() }
}

// (b) Вне supervised — eager (legacy bootstrap-семантика)
ro r = spawn { compute_x() }    // запускается СРАЗУ до завершения,
                                  // r получает результат

В bootstrap’е разрешены оба варианта. По спеке D50 (b) должен быть compile error. Закрытие этого расхождения — после миграции существующих тестов на supervised.

Тип результата spawn

spawn body возвращает unit, всегда (resolution от 2026-05-06). Обоснование — D50 «Почему» п. 6: async прозрачный (D62) делает синхронный результат от concurrent-вызова избыточным, альтернативы (implicit-await, Handle[T]) хуже по AI-friendliness.

Идиомы получения значений от concurrent-выполнения:

// (1) Прямой вызов — async прозрачный (D62).
ro users = fetch_users()       // тип []User; suspension случается сама

// (2) parallel for — массив гомогенных результатов.
ro responses = parallel for url in urls { fetch(url) }   // []Response

// (3) mut-захваты — гетерогенная параллельность.
mut a = 0
mut b = 0
supervised {
    spawn { a = compute_a() }
    spawn { b = compute_b() }
}
use_both(a, b)

Bootstrap-исключение (legacy). spawn вне supervised сейчас работает в eager-blocking семантике (см. п. 2). Для совместимости с существующими тестами до их миграции на supervised — let r = spawn { body } вне scope временно возвращает значение body (через type-erased nova_int в ctx-поле _nova_result). Это не spec-faithful, удалится вместе с переходом «spawn вне scope = compile error».

После закрытия legacy-расхождения:

• spawn body всегда unit, во всех контекстах.
• Поле _nova_result в ctx-struct убирается.
• Все обращения к результату concurrent-вызова — через прямой вызов / parallel for / mut-захваты.

3. detach { body } — fire-and-forget с default handler

fn handle_request(req Request) Net Db Detach -> Response {
    ro resp = process(req)
    detach { write_audit(req, resp) }
    resp
}

Default-handler SyncDetach: тело исполняется inline в потоке caller’а — никакого fiber’а, никакого scheduler’а. Семантически валидно для тестов (spec D50 явно описывает with Detach = SyncDetach { ... } как тестовый default, bootstrap-default = это).

В bootstrap’е:

• ⚠ UPDATED (Plan 173 Ф.3 п.2, D414 §2): требование эффекта Detach теперь enforced в checker’е — detach без Detach в сигнатуре → [E_DETACH_REQUIRES_EFFECT] (exempt: test-root / ambient with Detach / handler-op-тело). Detach остаётся зарезервированным builtin-именем (не самостоятельный effect-type-декл в std).
• Глобальный supervisor (для реального async-execution на отдельном OS-thread’е) — отложен до production-runtime.
• Panic-containment (LogAndDrop) — дефолт-политика (D414 §2).

4. parallel for x in iter { body } — fan-out

fn fetch_all(urls []str) Net Fail -> []Response =>
    parallel for url in urls {
        fetch(url)
    }

Семантически идентично supervised { for x in iter { spawn { body } } }. Codegen строит этот AST синтетически и эмитит через общий путь.

Loop-переменная — immutable scalar (для range — всегда int; для array — тип элемента). Captures её по value (см. п. 6), что обеспечивает корректный snapshot в каждой итерации.

5. Time.sleep(ms) — context-sensitive yield-point

fn anywhere() {
    Time.sleep(0)         // вне scope: no-op
}

supervised {
    spawn { ... }
    Time.sleep(0)         // в scope-body: один pass очереди
                          // (main-flow yield'ает queued fibers'ам)
    spawn {
        Time.sleep(0)     // в fiber: nova_fiber_yield()
                          // — corutine суспендится, scheduler крутит других
    }
}

В bootstrap’е ms учитывается через monotonic wall-clock (2026-05-06). sleep(0) даёт один yield (compatibility с устоявшимся Time.sleep(0) идиомом). sleep(N>0) ждёт реально N миллисекунд:

Time.now() возвращает monotonic ms (GetTickCount64 на Win, clock_gettime(CLOCK_MONOTONIC) на POSIX). Эпоха unspecified — тесты должны сравнивать только разности, не абсолютные значения.

Это spec-faithful по D62 (Async — ambient): Time.sleep — обычная функция без эффект-окраски, callable откуда угодно. Поведение зависит от ambient runtime-окружения в точке вызова.

Чем bootstrap отличается от production-timer-wheel: bootstrap делает busy-yield-loop с проверкой clock’а — fiber, ожидающий 100ms, всё это время съедает CPU yield-проверками. Production-runtime поставит fiber в sleep-list с deadline и scheduler пропустит sleeping fibers до их пробуждения (нулевой CPU между yield’ами). Поведение из Nova-кода неотличимо; это чисто оптимизация.

6. Capture-by-value для immutable scalars

При запуске spawn внутри supervised, его захваты переменных делятся на:

• By value — переменная объявлена как let (не let mut) И тип scalar (int, bool, f64, f32, u8). Значение копируется в ctx-struct как T name — fiber видит snapshot на момент spawn’а.
• By pointer — переменная mutable (let mut) или non-scalar (record, array, string). В ctx-struct хранится T* name, fiber разделяет состояние с caller’ом и другими fiber’ами.

Зачем это: очередь supervised держит fiber’ы до scope-exit. Если бы все captures были by-pointer, loop-переменные (после for’а указывающие на последний элемент) видели бы все queued fibers как «последний элемент» — parallel for x in [1,2,3] { sum += x } дал бы 9, не 6. By-value snapshot этого избегает.

Mutable shared state работает как ожидается: let mut acc = 0; spawn { acc += x } — acc остаётся by-pointer (mutable), все fiber’ы пишут в одну ячейку.

7. Heap-allocated ctx-struct в supervised

ctx-struct для spawn внутри supervised аллоцируется через nova_alloc (не на стеке). Без этого N итераций цикла перезаписали бы один stack-slot, и все queued fibers видели бы только последнее значение captures. Stack-allocation сохраняется для eager-blocking spawn вне scope.

Почему

1. Минимальный delta vs full D50. D14/D50 определяют большой набор примитивов (spawn/detach/parallel for/race/select/cancel_scope/ with_timeout/blocking). Без preemption и scheduler-thread’а реализуемы только cooperative-варианты — они и реализованы. Остальное — production.

2. Spec-faithful по D62. Async ambient → Time.sleep callable откуда угодно и не требует эффекта в сигнатуре. Context-sensitive диспатчизация в bootstrap — естественное следствие: где scheduler есть — yield, где нет — no-op.

3. Capture-by-value для immutable closes a real correctness hole. Без этого parallel for + любой spawn-в-цикле дают неправильную семантику. Это не опциональная оптимизация, а необходимость для базовой корректности.

4. Heap-ctx — единственный способ дать каждой итерации независимый snapshot при отложенном запуске. Альтернативы (stack-allocated array of ctx) сложнее и не лучше по производительности (всё равно нужно держать N структур до scope-exit).

5. Eager-blocking spawn вне scope — bootstrap legacy. Существующие тесты 38_deep_spawn.nv (top section) рассчитывают на эту семантику. Перевод на strict-spec (compile error без supervised) требует одновременной миграции всех тестов — отдельная задача.

Что отвергнуто

• spawn всегда eager-blocking (включая внутри supervised). Это убирает весь смысл supervised — нет очереди, нет round-robin, нет interleave. Отвергнуто.
• spawn всегда deferred-into-queue (включая вне scope). Ломает 28 legacy- тестов. Отвергнуто до миграции.
• Implicit fiber-wrap для тела supervised. Альтернатива main-yield: само тело scope’а становится первым fiber’ом в очереди. Семантически корректнее (главный flow тоже full participant), но требует переноса всех локальных переменных body в ctx-struct, что усложняет capture-семантику для других spawn’ов в том же scope. Отвергнуто в пользу простого nova_supervised_step для main-yield.
• #define cap (*_c->cap) macro для capture access. Использовалось до 2026-05-06. Ломалось при nested supervised/spawn: имя cap рекурсивно расширялось в struct field-declarators (nova_int* order; → garbage). Заменено на inline rewrite в ExprKind::Ident.
• Stack-allocated ctx внутри supervised. Один slot шарится между итерациями цикла → bug. Heap-alloc обязателен.
• yield keyword. Альтернатива Time.sleep(0). Отвергнут: D62 говорит «suspension — runtime, не type/syntax-level», keyword подсветил бы то что спека прячет. Time.sleep — обычная функция, валидная спецификационно.

Открытые вопросы

• Когда переключить spawn вне scope на compile error? После миграции 38_deep_spawn.nv верхней части на supervised-обёртки. Затрагивает 28 существующих тестов.
• detach через OS-thread в bootstrap? Сейчас SyncDetach. Реальный background требует pthread/Win32-интеграции — большая работа, отложена.
• Эффект Detach в effect-system. Объявление + compile-time проверка требования в сигнатуре. Сейчас не выполняется.
• Удалить eager-blocking spawn вне scope. Закрыт спор о типе результата (spawn всегда unit), но bootstrap всё ещё разрешает legacy-семантику let r = spawn ... вне supervised. Удаляется одновременно с переходом «spawn вне scope = compile error» — после миграции 28 legacy-тестов в 38_deep_spawn.nv верхней части.
• Эффект Time в effect-system — РЕАЛИЗОВАН (2026-05-06). По D11/D31/D62: pre-registered как built-in effect (sleep(int), now() -> int); Time.sleep/Time.now идут через стандартный effect-dispatch путь (Nova_Time_sleep / Nova_Time_now). Real wall-clock реализован (2026-05-06): Time.now() возвращает monotonic ms (GetTickCount64 на Win, clock_gettime на POSIX); Time.sleep(ms>0) ждёт реально через yield-loop с deadline в fiber/ scope-context’е, native OS sleep на top-level. Time.sleep(0) — один yield (compatibility-режим). User override через with Time = effect Time { ... } { body } — работает (тесты 46_time_handler.nv). Что НЕ закрыто: production-timer-wheel (sleeping fiber’ы съедают CPU yield-проверками — бизнес-логика этого не видит, это оптимизация).
• Cooperative cancellation propagation реализована (2026-05-06): fiber-throw → scope cancel_requested = true → остальные fiber’ы при следующем yield (Time.sleep или scheduler step) делают nova_throw("scope cancelled"). Это spec-faithful по D50. Что НЕ работает: fiber без yield-точек не отменится (cooperative-only). Preemption — в production runtime (timer-based safepoint check).
• Positive-тесты на throw из fiber. Без top-level try/catch (D25) невозможно protected-call. throw из fiber → rethrow на main → abort работает корректно, но не testable как PASS.
• race, select, cancel_scope, with_timeout. Каждый — отдельная задача после cancellation propagation.
• Channels (Channel[T]). Формализованы в D79 (2026-05-07). В D71 bootstrap-runtime реализация — следующая задача (single- threaded queue + yield). До тех пор producer-consumer тестируется через shared mut + yields (валидно только в D71 single-threaded).

Связь

• D14 — fiber-runtime как ambient capability. D71 даёт минимальный конкретный runtime.
• D50 — language-level модель concurrency. D71 — её первая bootstrap-реализация.
• D62 — Async ambient. Объясняет почему Time.sleep не требует эффекта в сигнатуре.
• D64 — realtime { } запрещает suspension. По D71 Time.sleep внутри realtime-блока должен давать compile error (compile-time check эффекта Time в сигнатуре). Не реализовано в bootstrap’е.

Реализация

bootstrap-codegen (compiler-codegen/):

• nova_rt/fibers.h: NovaFiberQueue, nova_supervised_step, nova_supervised_run, nova_fiber_yield, nova_fiber_spawn_into.
• src/codegen/emit_c.rs: emit_supervised, emit_detach, emit_parallel_for, emit_spawn (with by-value/heap-ctx logic), context-sensitive Time.sleep dispatch.
• src/lexer/, src/ast/, src/parser/: keywords supervised, parallel, detach; AST variants Supervised, Detach, ParallelFor.
• Тесты: nova_tests/concurrency/deep_spawn.nv (section 10, 9 interleave- тестов), detach_test.nv (13), parallel_for.nv (12), main_yield.nv (11). Полный suite в nova_tests/concurrency/.

Эволюция

• 2026-05-06: D71 introduced — bootstrap busy-yield + cooperative cancellation через nova_fiber_yield re-check.
• Plan 22 Ф.4 (2026-05-11): scheduler становится libuv-event-loop driven. Time.sleep через park-on-uv_timer_t (см. D93) — CPU idle на sleep period вместо busy-yield. nova_supervised_run idle через uv_run UV_RUN_ONCE когда все живые fiber’ы parked.
• Plan 22 Ф.5 (2026-05-11): top-level main оборачивается в implicit supervised scope (см. D92) — _nova_active_scope всегда non-NULL в user-code.
• Plan 22 Ф.6 (2026-05-11): park/wake state production-grade lazy pointer-в-NovaFiberQueue (Вариант B) — O(1) lookup, нет cap’а на nested scopes, память выделяется только когда реально park’аем.
• Plan 44 (M:N, milestone v1.0+): scheduler становится work-stealing per-worker, park/wake API D93 расширяется на cross-worker wake через uv_async_t.

D75. supervised(cancel: tok) — структурная отмена с внешним токеном

⚠️ REVISED (2026-05-14). Раньше D75 вводил отдельный keyword cancel_scope { tok => body }. Он удалён. Внешняя отмена теперь выражается именованным аргументом cancel: у supervised (D102): supervised(cancel: tok) { body }. Никакого нового keyword’а, никакого scope-introduced tok => binding (которого больше нет нигде в языке, ср. отмену f(args) { x => body } в D43).

Bootstrap-реализация старого keyword’а (cancel_scope, 2026-05-06) остаётся в дереве до миграции — см. Plan 47. Старый текст D75 — в history/.

Что

supervised(cancel: tok) { body } — обычный supervised-scope (D50), которому снаружи можно сообщить «отмени всех fiber’ов внутри». Связь идёт через tok типа CancelToken — caller-owned значение: создаётся вызывающим кодом, передаётся в supervised именованным аргументом, переживает scope.

fn fetch_all(urls []str, cancel CancelToken) -> []Response {
    mut results []Response = []
    supervised(cancel: cancel) {
        for url in urls {
            spawn { results.push(fetch(url)) }
        }
    }
    results
}

// caller-side:
ro tok = CancelToken.new()
spawn {
    Time.sleep(5_000)
    tok.cancel()        // через 5s валим scope извне
}
fetch_all(urls, tok)

supervised без cancel: — закрытый scope, извне не отменяемый (только panic изнутри). supervised(cancel:) — escape hatch для kill-switch’а (timeout-обёртка, user cancel button, fail-fast по внешнему сигналу). Наличие cancel: делает код самодокументирующимся: видно cancel: — scope намеренно отменяемый.

Модель токена

CancelToken — это caller-owned handle для запроса отмены, не scope-binding. Создаётся CancelToken.new(), живёт сколько нужно вызывающему, может быть захвачен в замыкание / передан аргументом / положен в канал. Все держатели ссылки работают с одним объектом.

Capabilities:

• tok.cancel() — запросить отмену. Если токен привязан к живому scope’у — все fiber’ы scope’а на следующем yield-point’е бросят "scope cancelled" (механизм cancel_requested из D71). Если токен не привязан или scope уже завершён — no-op (безвредно). Idempotent.
• tok.is_cancelled() -> bool — чтение флага без yield. Не throws.
• child.cancelled_by(parent CancelToken) — направленный каскад: parent.cancel() отменяет и child; обратно НЕ течёт (child.cancel() не трогает parent). Композиция в более широкий родительский kill-switch — как дерево context в Go. Имя несёт направление: «child отменяется по parent».

Правило bind-check — один токен, один живой scope

supervised(cancel: tok) при входе привязывает tok к scope’у; при выходе — отвязывает.

Один CancelToken нельзя привязать к двум живым scope’ам одновременно. Повторный supervised(cancel: tok) с уже-привязанным токеном — ошибка (runtime panic «token already bound to a live scope»).

ro tok = CancelToken.new()
supervised(cancel: tok) {
    supervised(cancel: tok) { ... }   // ОШИБКА: tok уже привязан
}

Почему это безопасно ограничивать: делиться токеном «вниз» по вложенности не нужно. Если внешний scope отменяется — его файбер стоит на yield-point’е внутри вложенного scope’а, поэтому вложенный рвётся автоматически как часть structured-отмены. Нужен независимо отменяемый внутренний scope — заводится новый токен.

После выхода из scope’а токен отвязан и может быть привязан заново (или, для простоты реализации, токены — single-use; решается в Plan 47).

Почему runtime-check, а не compile-time

Compile-time enforcement «токен не привязан дважды» потребовал бы affine/linear-типов с borrow-различием (&tok для bind, &tok для cancel(), borrow-checker следит за непересечением) — это Rust borrow checker. В Nova его нет (GC + эффекты); тащить affine-типы ради одной фичи несоразмерно.

Escape токена за пределы scope’а не опасен: tok.cancel() на завершённом scope’е — no-op by design (в отличие от scope-handle, через который можно spawn в мёртвый scope — вот это был бы UB). Поэтому защищать надо только aliasing (double-bind), а он ловится дёшево одним сравнением поля в bind() и проявляется на первом же прогоне теста.

Отличие форм supervised

supervised остаётся keyword’ом — это неустранимая магия, точка, куда spawn регистрирует fiber’ы (D14/D50; spawn — тоже keyword-исключение в D43). cancel: — обычный именованный аргумент keyword-конструкции; новых keyword’ов D75 больше не вводит.

Семантика отмены

1. Ручная отмена изнутри scope’а (tok.cancel() в spawn-body) — допустима. Остальные spawn’ы в том же scope’е получают cancel-сигнал на следующем yield. Так реализован stdlib race (победитель отменяет проигравших).
2. Auto-уборка fiber’ов: на выходе из supervised(cancel:) { ... } гарантируется, что все spawn’ы завершились — сработала отмена или нет (как в обычном supervised).
3. Throw + cancel: throw внутри scope’а сначала ставит cancel_requested = true, потом re-throw’ит на main flow. Token остаётся cancelled.

race / with_timeout — stdlib, не keyword’ы

race и with_timeout — обычные функции стандартной библиотеки, построенные на supervised(cancel:) + spawn + Channel + ChanReader.close_after(Duration) (Plan 65 revision), вызываются через trailing-форму D43:

export fn within[T](dur Duration, body fn() -> T) -> T | Cancelled {
    ro tok = CancelToken.new()
    spawn { Time.sleep(dur); tok.cancel() }
    supervised(cancel: tok) { body() }
}

export fn race[T](competitors []fn() -> T) -> T {
    ro ch  = Channel[T].new(capacity: competitors.len())
    ro tok = CancelToken.new()
    supervised(cancel: tok) {
        for comp in competitors {
            ro c = comp
            spawn { ch.send(c()); tok.cancel() }   // self-cancel изнутри
        }
    }
    ch.recv()!!
}

Что отвергнуто

• Keyword cancel_scope (старый D75) — отдельный keyword ради supervised + токен. Схлопывается в именованный аргумент cancel: без потери выразительности.
• cancel_scope { tok => body } scope-introduced binding — tok => не существует больше нигде в языке (ср. отмену f(args) { x => body } в D43). Один pattern вместо edge-case’а.
• Compile-time token-scope enforcement (affine/linear-типы) — несоразмерно; см. «Почему runtime-check».
• Передача tok через channel (Go ctx.Done()-стиль) — в Nova явный bind: композиция compile-time видима, без аллокации канала.
• Auto-cancel через Drop — Nova не имеет Drop. Cancellation — явная операция через cancel(), не побочный эффект scope-exit.

Связь

• D102 — именованные аргументы; cancel: — обычный именованный аргумент. Ревизия D75 зависит от D102.
• D43 — trailing-форма для stdlib race/within.
• D14 — fiber-runtime.
• D50 — concurrency model.
• D71 — cancel_requested flag, cooperative cancellation propagation. D75 надстраивается над ним.
• D93 — park/wake API. cancel() через nova_sched_cancel_all_pending пробуждает parked-fiber’ов immediate через generic stop_cb mechanism (Plan 22 Ф.4).
• Plan 47 — реализация: миграция bootstrap’а с keyword cancel_scope на supervised(cancel:).

История: keyword cancel_scope (2026-05-06) → удалён в Plan 47 (2026-05-14)

✅ Keyword cancel_scope удалён в Plan 47. Раздел сохранён как контекст миграции.

Старая реализация — отдельный keyword cancel_scope { tok => body }: лексер KwCancelScope, AST CancelScope { token_name, body }, парсер parse_cancel_scope, codegen emit_cancel_scope, NovaCancelToken со scope-owned моделью (токен хранил указатель на queue-frame).

Plan 47 (2026-05-14) заменил это на supervised(cancel: tok):

• AST: Supervised { body, cancel: Option<Expr> }; вариант CancelScope удалён. Лексер/парсер/emit_cancel_scope — удалены.
• NovaCancelToken переписан на caller-owned модель: поля cancel_requested + bound_scope (nullable) + динамический linked[]. API: nova_cancel_token_new / _bind (scope-binding, panic при double-bind) / _unbind / _cancel / _is_cancelled / _bind_cascade (бывший _bind — каскад токенов).
• emit_supervised для cancel-формы: nova_cancel_token_bind перед nova_supervised_run_cancel (после тела — прямой throw в body-стейтменте не оставит dangling bound_scope); unbind — внутри nova_supervised_run_cancel на всех путях выхода (нормальный возврат + re-throw).

Что caller-owned модель исправила:

• Dangling token. Старый токен хранил указатель на queue-frame и после scope-exit’а становился dangling. Новый — caller-owned, unbind чистит bound_scope, cancel() на отвязанном токене — безвредный no-op, токен переживает scope.
• NOVA_CANCEL_LINKED_CAP=8 — фиксированный массив каскадов заменён на динамический linked[] (GC-managed, геометрический рост).

Унаследованное ограничение (вне scope Plan 47, см. §«Что НЕ входит» плана): cancel-throw на main flow приходит как plain nova_throw, не через Nova_Fail_fail/handler-vtable. Корректный фикс требует различать fiber-throw-from-handler vs cooperative-cancel-throw — отдельная задача. Из-за этого stdlib within/race (Ф.5) пришлось бы оборачивать в with Fail[any] handler с конфляцией реальных ошибок и timeout’а ([M-within-error-conflation]) — Ф.5 отложена, см. план.

D79. Channels — coordination между fiber’ами

⚠️ Частично уточнено D91 (2026-05-10): Модель API изменена с Go-style (один Channel[T] объект с send/recv) на Rust mpsc-style ((tx, rx) = Channel[T].new() — capability-split на Sender[T] и Receiver[T]). Это breaking change API. Остальное в D79 (capacity-bounded buffer, owner-actor pattern, отказ от Mutex/Atomic, select через channels) остаётся. Старая формулировка ниже сохранена для исторического контекста.

Что

Channel[T] — типизированный канал для передачи значений между fiber’ами с blocking-семантикой. First-class value (не effect), обеспечивает safe-by-default взаимодействие в concurrent коде.

select { ... } — мультиплексирование recv-операций по нескольким каналам с опциональным timeout case. Был упомянут в D14/D50 как пример без формальной декларации; D79 закрывает эту дыру.

Channels — единственный safe способ разделять данные между fiber’ами в production-runtime (D14 с preemption). Альтернатива — shared mut через захваты — ⚠️ undefined behavior в preemptive runtime, разрешён только в D71 single-threaded bootstrap.

Правило

Тип Channel[T]

type Channel[T] { ... }    // opaque в spec; реализация в runtime

fn Channel[T].new(capacity int) -> Channel[T]
//   capacity = 0   — unbuffered (rendezvous, send блокирует пока recv не пришёл)
//   capacity = N>0 — bounded buffer, send блокирует когда полон

Channel[T] — обычный value-тип. Передаётся между fiber’ами через capture в spawn-body или как параметр функции. Это single canonical pattern; никаких глобальных channel-handler’ов не нужно (channel сам по себе — handle-объект).

Operations

fn Channel[T] @send(v T) -> ()              // блокирует если буфер полон
fn Channel[T] @recv() -> Option[T]          // None ⇔ closed и буфер пуст
fn Channel[T] @try_send(v T) -> bool        // true если послал, false если полон
fn Channel[T] @try_recv() -> Option[T]      // None если пусто (вне closed-семантики)
fn Channel[T] @close() -> ()                // idempotent
fn Channel[T] @is_closed() -> bool
fn Channel[T] @len() -> int                  // текущий размер буфера
fn Channel[T] @capacity() -> int             // фиксированный, из new()

Семантика closed-channel:

send на closed channel возвращает false, не panic (Plan 30 Ф.1, D91). Caller сам решает что делать с false. Это recoverable — не programming error. Закрытый канал — нормальное runtime состояние (producer закрыл, pipeline продолжает).

recv после close: дренаж буфера, потом None. Receivers могут безопасно итерировать while let Some(v) = ch.recv() { ... } без явной проверки is_closed.

Suspension и signature

Send/recv блокируют → требуют suspension. По D62 suspension — ambient runtime mechanic, не effect. Сигнатура чистая:

fn process(ch Channel[Request]) Db -> () {
    while Some(req) = ch.recv() {
        Db.exec(req.sql)
    }
}

В сигнатуре только бизнес-эффекты (Db), никакого Async. Suspension неявная.

select { ... } — мультиплексирование

⚠️ УСТАРЕВШИЙ синтаксис (msg <- ch, timeout(expr) =>) заменён D94. Финальный синтаксис — см. D94.

// D94 финальный синтаксис (Plan 65 revision):
ro timeout = ChanReader.close_after(Duration.from_secs_f64(5.0))
select {
    Some(msg) = rx_a.recv() => { process_a(msg) }
    Some(msg) = rx_b.recv() => { process_b(msg) }
    None      = timeout.recv() => { default_action() }
}

Семантика:

1. Проверяет каждый arm в псевдослучайном порядке (Fisher-Yates). Если ≥1 готов немедленно — выполняет первый найденный без park’а.
2. Иначе — паркует fiber, регистрирует waiter для каждого arm. Первый готовый будит fiber; остальные waiters unlinked.
3. Если несколько готовы одновременно — выбор non-deterministic. Программист не должен полагаться на конкретный порядок.
4. Closed channel → rx.recv() возвращает None (после дренажа буфера); arm считается ready. None = rx-паттерн различает closed от value (реализовано Plan 173 Ф.3 п.3, D414 §3): Some(v) = rx fires только на значение; None = rx — только на closed+empty; _ = rx — на любой результат (value ИЛИ closed).
5. Без default и все каналы закрыты (нет None/_-арма их ловящего) — panic “select: all channels closed”.

Timeout — через ChanReader.close_after(Duration) возвращающий ChanReader[()] (обычный recv arm, никакого специального синтаксиса).

Канонические patterns

Producer/consumer:

fn pipeline(input ChanReader[Request]) Db -> () {
    ro (processed_tx, processed_rx) = Channel.new(100)

    spawn {
        while Some(req) = input.recv() {
            ro resp = process(req)
            processed_tx.send(resp)
        }
        processed_tx.close()
    }

    spawn {
        while Some(resp) = processed_rx.recv() {
            Db.exec(resp.persist_sql)
        }
    }
}

Fan-out:

ro (work_tx, work_rx) = Channel.new(0)
for i in 0..10 {
    ro rx = work_rx   // capture by value
    spawn {
        while Some(task) = rx.recv() {
            task.run()
        }
    }
}
for t in tasks {
    work_tx.send(t)
}
work_tx.close()

Worker pool с graceful shutdown (D94 select):

ro (work_tx, work_rx) = Channel.new(0)
ro (stop_tx, stop_rx) = Channel.new(1)

spawn {
    select {
        Some(task) = work_rx.recv() => { task.run() }
        Some(_)    = stop_rx.recv() => { return () }
    }
}

Bootstrap-семантика (D71)

В D71 bootstrap-runtime (single-threaded cooperative):

• send на полный буфер — yield, продолжается когда recv освобождает место
• recv на пустой — yield, продолжается когда send добавит
• Memory ordering тривиальна (single thread)
• Fisher-Yates shuffle между select-armами (псевдослучайный, LCG)

В production-runtime (D14 future):

• Memory-barriers / atomic counters для buffer indexes
• Wait queues для blocked senders/receivers
• Channel — единственный гарантированно-safe primitive

runtime.sync — stdlib, не prelude (D167-D172 + D370 (ex-D370))

Channel — предпочтительный primitive для координации fiber’ов (owner-actor pattern, Erlang-стиль). Однако Mutex, RwLock, Atomic и другие sync-примитивы доступны как stdlib через import runtime.sync.{...} — в тех случаях когда actor-модель избыточна.

Default: owner-actor pattern. Если мутируемое разделяемое состояние нужно — первый выбор: dedicated owner-fiber + channel. Owner владеет данными; остальные шлют сообщения через channel.

fn counter_actor(input Channel[CounterMsg], output Channel[int]) {
    mut value = 0
    while Some(msg) = input.recv() {
        match msg {
            Increment => value += 1
            Get       => output.send(value)
            Reset     => value = 0
        }
    }
}

Это safe by construction — нет shared state, только message-passing.

Escape hatch: runtime.sync. Когда actor-модель действительно избыточна (счётчик статистики, одноразовая инициализация, read-heavy конфигурация), используй explicit import:

import runtime.sync.{Mutex, AtomicI64, RwLock, Semaphore, Once}
// см. D370 decision tree — «когда что выбрать»

Детальное описание всех sync-примитивов:

• D167 — Memory ordering & fence() API
• D168 — Atomic типы (12 sized × 13 ops)
• D169 — Mutex / RwLock / ReentrantMutex
• D170 — Semaphore / Barrier / CountDownLatch / Condvar
• D171 — Once / OnceCell / Lazy
• D172 — realtime { } / blocking { } interaction matrix
• D370 — AI-first guidance: decision tree + canonical patterns

Почему

1. Закрывает реальный пробел spec’и. D14/D50 упоминали select как structured-concurrency primitive без формальной декларации. D79 формализует; D94 фиксирует финальный синтаксис.

2. Production-correctness. В preemptive runtime (D14) shared mut между fiber’ами — UB. Channels единственный safe primitive по умолчанию.

3. AI-first. LLM пишет concurrent код по узнаваемому паттерну (Go-style channels). Никаких lock ordering задач, deadlock detection через структуру pipeline’а.

4. D62-согласованность. Suspension ambient → channel methods чистая сигнатура. Никаких Channel-effects в effect-row.

5. select как primitive. D14 уже описывал select как structured-concurrency primitive (наряду с parallel for / race); D79 даёт ему точную семантику относительно channels.

6. Прецеденты:

   • Go — channels + select как core feature; основа large-scale production систем (Kubernetes, Docker).
   • Erlang/Elixir — message-passing через mailboxes, та же философия.
   • Crystal — Go-style channels.
   • Rust (std::sync::mpsc) — channels как отдельный modul, не core; результат — community предпочла tokio crate с собственной моделью.
   • OCaml 5 — domains + channels (effect-handlers).

Что отвергнуто

• Channel[T] как effect, требующий with Channel = .... Channel — это value-handle, не resource-capability. Подменять channel в тестах = передавать другой channel-объект (parameter injection), не handler-substitution.

• Mutex / Atomic в prelude. Низкоуровневые, легко misuse, deadlock-prone. Owner-actor pattern закрывает 99% use case’ов. Escape hatch доступен через import runtime.sync.{...} — stdlib, не prelude (D167-D172 + D370 (ex-D370)).

• <- как recv-оператор в select. Отвергнут в D94 — заменён на Some(v) = rx.recv() =>. Причина: <- вводил новый оператор только для select; = rx.recv() согласуется с while let Some(v) = rx.recv() (уже в языке) — никаких новых операторов.

• Unbounded channels по умолчанию. Bounded channel явно — лучшая practice для backpressure. Channel[T].new(0) для unbuffered; unbounded — отвергнуто (опасный antipattern). Если действительно нужен — через explicit buffer-grow в user-коде.

• Channels как structural protocol. Channel — конкретный type с runtime-implementation, не protocol. Возможны разные Channel- типы (например, BroadcastChannel), но они отдельные типы.

• Builtin priority в select. select non-deterministic между ready-armами. Если нужен приоритет — программист сам пишет if-cascade с try_recv.

Цена

1. Runtime сложность. Channel требует buffer, lock-free queue (production), wait list, close-state machine. Bootstrap (D71) — проще: single-threaded queue + yield. Production — серьёзная реализация.

2. select в parser. Новая конструкция: select { pattern = rx.recv() => body }. Реализация — Plan 31 (D94). Синтаксис финализирован.

3. Closed-channel panic vs throw. Send на closed — panic. Это осознанный выбор: programmer error, не recoverable. Альтернатива (Fail[ChannelClosed]) усложнила бы каждый send. Cost: программист должен следить за close-protocol (обычно single owner закрывает).

4. Non-determinism в select. Программист не может полагаться на порядок arms. Тесты должны не зависеть от порядка (или использовать try_recv для строгого порядка).

Связь

• D14 — fiber-runtime основа; channels — primitive поверх него.
• D50 — concurrency model; D79 формализует упомянутые там channels.
• D62 — suspension ambient → чистые signatures для channel methods.
• D71 — bootstrap runtime; channels там тривиальная queue + yield.
• D72 — generic bounds; Channel[T Clone] если понадобится требование на T (пока не требуется).
• D73 — From/Into; для channels не применимо (channel — handle, не value-конверсия).
• D75 — supervised(cancel:); channels часто используются с cancellation tokens.
• D13 — panic vs Fail; close+send → panic.

Открытые вопросы

• Broadcast channels (один send → все receivers). Q-broadcast — отдельная задача после v1.0. Pattern: можно реализовать через владельческий fiber, который рассылает в N output-каналов.
• Channel of channels для dynamic worker pools. Технически работает (Channel[Channel[T]]), нужны примеры в stdlib.
• @send_timeout(v T, d Duration) — отдельная вариация. Можно через select с timeout, но iдиома громоздкая. Q-send-timeout.
• Memory model между fibers. В preemptive runtime — strong ordering (как Go: channel send/recv — happens-before). В D14 production-runtime — нужно явно зафиксировать. Q-memory-model.

Эволюция

До D79:

• D14 (2024-2025) — упомянул select пример с <- channel_a без определения Channel.
• D50 — упомянул «channels» в обсуждении spawn’а с mut-захватами, но без типа.
• D71 (2026-05-06) — bootstrap runtime; channels отложены как «producer-consumer через shared mut + yields».
• spec-review (2026-05-07) — компиляторный агент идентифицировал Channel/Mutex как spec-gap.

D79 закрывает gap: формальная декларация Channel[T] + select + семантика closed/non-deterministic ordering/owner-actor pattern.

Bootstrap-реализация — следующий шаг (компиляторный агент).

D80. Handler scoping per-fiber

Что

with X = handler { body } устанавливает binding X = handler только для текущего fiber’а (D14). Другие fiber’ы — работающие concurrent на том же OS-thread (D71 cooperative) или разных OS-thread’ах (D14 production multithreaded) — не видят этот binding.

При spawn/parallel for/supervised-spawn новый fiber наследует текущий handler-stack (snapshot всех активных handler-pointers). Изменения handler’ов внутри fiber’а (через дополнительные with-блоки) видны только этому fiber’у.

Правило

Семантика:

1. Каждый fiber имеет собственный snapshot handler-pointers для всех эффектов.
2. При resume fiber’а scheduler’ом: handler-state восстанавливается из fiber’s snapshot.
3. После yield/return: handler-state сохраняется обратно в fiber’s snapshot.
4. Handler-state восстанавливается к outer-flow state (как до resume).
5. spawn нового fiber’а наследует current handler-state как initial snapshot — structured-concurrency наследование.

Грамматика без изменений — это runtime-инвариант, не языковая конструкция.

Пример

Изоляция между fiber’ами:

fn use_clock_100() -> int {
    with Time = effect Time { sleep(_) => () now() => 100 } {
        Time.now()                   // ВСЕГДА 100, независимо от других fiber'ов
    }
}

fn use_clock_200() -> int {
    with Time = effect Time { sleep(_) => () now() => 200 } {
        Time.now()                   // ВСЕГДА 200
    }
}

supervised {
    spawn { ro a = use_clock_100() }   // a == 100, гарантированно
    spawn { ro b = use_clock_200() }   // b == 200, гарантированно
}

Inheritance + override:

with Time = effect Time { ... now() => 42 } {
    supervised {
        spawn {
            assert(Time.now() == 42)         // наследовал outer

            with Time = effect Time { ... now() => 999 } {
                assert(Time.now() == 999)    // inner override виден только здесь
            }

            assert(Time.now() == 42)         // outer восстановлен
        }
    }
}

Почему

1. Корректность. Без per-fiber scoping handler одного fiber’а может быть перезаписан другим fiber’ом на shared TLS-globals. Тихий data corruption — наихудший класс багов в concurrent коде.

2. D14 invariant. «Невидимая инфраструктура fiber-runtime’а» подразумевает, что fiber’ы логически независимы. Shared mutable state — нарушение.

3. AI-friendly. LLM генерирует код по логической модели «каждый spawn — независимый поток вычисления». Без per-fiber scoping эта модель ломается на handler’ах.

4. Прецеденты.

   • OCaml 5 effect handlers — handler scope follows fiber-tree.
   • Koka effect handlers — то же.
   • Rust tokio::task_local! — explicit per-task storage с parent inheritance.

Что отвергнуто

• Shared TLS handlers (старая bootstrap-семантика до 2026-05-07). Тихий data corruption между fiber’ами на одном OS-thread’е.
• Explicit handler passing через параметры. Нарушает D62 «handler — implicit через with-scope».
• Copy-on-write snapshot. Premature optimization; bootstrap использует eager save/restore, ~µs overhead per resume.

Цена

• Memory: один snapshot per fiber, размер = N × pointer (N = количество зарегистрированных эффектов). В bootstrap’е N ≤ 5, ~256 байт. Heap-allocated чтобы не overflow’ить fiber stack.
• CPU: save/restore — N memcpy-equivalent на каждый resume. Production может использовать lazy/COW snapshots.

Implementation invariant: handler-storage не static

Codegen эмитит handler-storage (_nova_handler_X для каждого эффекта X) с external linkage — без static:

__declspec(thread) NovaVtable_X* _nova_handler_X = NULL;          // ✓ correct
__declspec(thread) static NovaVtable_X* _nova_handler_X = NULL;   // ✗ WRONG

static ограничивает visibility одним translation unit (TU). Это ломает D80 в трёх случаях:

1. Registry в другом TU. nova_register_effect_storage(&_nova_handler_X) вызывается из main wrapper. Если storage static в module-TU, а registry в effects.c — registry формально не должен видеть storage. В bootstrap’е (single-TU compilation) случайно работает, но архитектурно неверно.

2. Production multi-module compilation. При разделении проекта на multiple .c файлов user-defined effect, объявленный в module A, может использоваться в module B (через import). Storage обязан быть extern-видимым.

3. Snapshot save/restore через void**. Registry хранит void** (адрес slot’а). Доступ через TLS-pointer должен следовать правилам external linkage; со static это implementation-defined behavior.

Built-in эффекты (Fail, Time, Mem) в nova_rt/effects.c уже без static — правильно. User-defined effect storage обязан следовать тому же правилу. Codegen compiler-codegen/src/codegen/ emit_c.rs эмитит без static начиная с 2026-05-07 (commit 55d896de3); до этого эмитился static, что работало случайно из-за single-TU bootstrap-компиляции.

Связь

• D14 — fiber-runtime как «невидимая инфраструктура». D80 уточняет, что handler-state входит в эту инфраструктуру (per-fiber, не shared).
• D50 — spawn/detach естественно расширяются handler-наследованием.
• D61 — effect/handler keywords; D80 — runtime invariant, который семантика D61 уже подразумевала.
• D71 — bootstrap runtime; снапшот save/restore реализован в nova_supervised_step (2026-05-07).
• D92 — implicit main-scope. D80 handler-snapshot работает одинаково внутри main-scope и любого supervised блока (D92 делает main симметричным).
• D93 — park/wake API. Park’нутый fiber сохраняет свой handler-snapshot (per-fiber invariant D80) до wake’а, callback от libuv не видит чужие handlers — он работает на main-thread context’е до resume.
• D75 — supervised(cancel:) использует тот же per-scope state pattern.

Производительность и roadmap оптимизации

Текущая bootstrap-реализация (snapshot save/restore через registry) корректна, но не оптимальна по скорости. Зафиксируем стоимость и варианты оптимизации для production-runtime.

Текущая стоимость (bootstrap)

При каждом fiber-switch в nova_supervised_step:

   1× snapshot_restore(outer)    — N pointer-copy
   for each fiber:
       1× snapshot_restore(fiber)  — N pointer-copy
       mco_resume                   — actual coroutine switch
       1× snapshot_save(fiber)      — N pointer-copy
       1× snapshot_restore(outer)   — N pointer-copy

Итого: 4 × N memory operations per switch (N = registered effects, обычно ≤ 5 в bootstrap, потенциально 10-20 в большом проекте).

Дополнительно:

• Heap allocation snapshot’а при spawn (nova_alloc(sizeof(snapshot)) ≈ 256 B) → GC pressure.
• Indirection через registry: *registry.slots[i] = snap.values[i] — extra pointer chase per restore.
• Nova_X.op(): один indirect call через TLS pointer + один indirect через vtable function pointer = 2 indirect calls вместо direct.

Для типичного backend-кода (handler’ы редко перезапускаются, fiber switches на уровне сотен/секунду) — negligible. Для hot-path / real-time / game-loop — может стать bottleneck.

Варианты оптимизации (от простого к сложному)

1. Linked-list cactus stack handler-frames (умеренно быстрее)

Каждый fiber имеет указатель current_handler_frame в его coroutine context. with X = h { body } пушит frame в linked list:

typedef struct HandlerFrame {
    EffectId           effect_id;
    void*              vtable;
    void*              ctx;
    struct HandlerFrame* prev;
} HandlerFrame;

__declspec(thread) HandlerFrame* _nova_handler_top;

// Nova_X.op() walks the chain
static inline ret_t Nova_X_op(args) {
    for (HandlerFrame* f = _nova_handler_top; f; f = f->prev)
        if (f->effect_id == X_ID)
            return ((Vt_X*)f->vtable)->op(f->ctx, args);
    abort_no_handler();
}

Плюсы:

• Switch: O(1) — просто swap _nova_handler_top (один pointer вместо массива). Может быть встроено в mco-coroutine state, switch — free.
• No heap allocation для snapshot — frames живут на fiber stack.
• Spawn inheritance — копировать только указатель _nova_handler_top родителя.

Минусы:

• Nova_X.op() теперь O(depth) — walk handler-stack. На практике depth обычно 1-2, но в plagued-with-handlers коде может быть 5-10.
• Branch prediction менее предсказуем (depth разная per call).

Сложность реализации: ~100 строк runtime, codegen меняется минимально (with X = h { body } → push/pop frame вместо assign/restore TLS).

Целевой gain: ~3-5× быстрее snapshot save/restore для switches. Nova_X.op() слегка медленнее (1 extra branch + memory read).

2. Inline handler-frames на fiber stack + statically-resolved op-call

Самое быстрое — Koka/Effekt-style runtime. Compiler во время type-check’а определяет какой handler-frame будет активен в каждой точке Nova_X.op() call’а (через effect-row analysis), и эмитит прямой call через known offset.

fn process() X -> ()  =>  X.op()    // X известен в типе

Компилируется в:

static void process(HandlerFrame_X* x_frame) {
    x_frame->op(x_frame->ctx);    // direct call, 0 overhead vs обычная функция
}

with X = h { body } создаёт HandlerFrame_X на стеке и передаёт адрес в body как явный параметр (или через register).

Плюсы:

• Nova_X.op(): 0 overhead vs обычная функция (один direct call).
• Switch: трогать handler-state не надо вообще — передаются с фреймом.
• Inlinable: компилятор может полностью inline op() если handler-литерал известен.

Минусы:

• Требует полную мономорфизацию по effect-rows в compiler’е.
• Effect[X] как first-class value (fn make() -> Effect[X]) сложнее — нужен fallback dynamic dispatch когда handler передан как value.
• Dependent на static effect-resolution; rank-2 effect polymorphism усложняется.
• Major compiler work — ~3-5k строк для proper effect type-checker’а.

Целевой gain: ~10-50× для hot-path effect ops (от dispatch overhead до полного inline).

Прецеденты: Koka, Effekt (academic), OCaml 5 (multicore).

3. Lazy / Copy-on-Write snapshot

Промежуточный вариант: оставить registry-based snapshot, но не делать save/restore на каждом switch. Tracking dirty-bit per effect:

typedef struct {
    void*    values[N];
    uint64_t dirty_mask;   // bit i set if effect i was modified by this fiber
} Snapshot;

with X = h { body } устанавливает dirty bit. На fiber-switch:

• Restore: только те slots что были dirty в old fiber + те что dirty в new fiber.
• Save: только dirty slots.

Плюсы: для типичного кода где fiber меняет 0-1 handlers → 0-1 copy на switch (вместо N).

Минусы: добавляет complexity tracking + branch на каждый with.

Целевой gain: ~3-10× для typical code, нет gain для plagued-with- handlers.

Рекомендуемый roadmap

Принцип: не оптимизировать преждевременно. Текущая реализация — ~µs overhead на switch, для backend-кода это <1% от стоимости request’а. Когда найдётся реальный bottleneck (профилирование production-приложения) — перейдём на cactus-list. Inline frames — финальная стадия, требует significant compiler work и не имеет смысла до того как остальные части compiler’а matured.

Что не делать

• Локализовать handler в каждый scope через текущее save/restore с меньшим N (через тонкую регистрацию). Добавляет complexity без существенного gain’а — N в bootstrap уже маленькое.
• Atomic compare-and-swap для multi-thread — преждевременно; D14 production multithreaded — отдельный future D-decision (handler-mt), там handler-storage per OS-thread + per-fiber внутри thread.
• Caching last-resolved handler in fiber state — добавляет invalidation complexity без чёткого gain’а.

Эволюция

До 2026-05-07 bootstrap-runtime хранил handler’ы в __declspec(thread) TLS-globals без per-fiber изоляции — handler одного fiber’а на том же OS-thread’е перезаписывал handler другого. Compiler-агент выявил bug на тестах с разными with Time = ... handler’ами в параллельных fiber’ах и пофиксил через snapshot save/restore вокруг mco_resume + nova_register_effect_storage registry. D80 формализует invariant в spec’е (тесты: nova_tests/concurrency/per_fiber_handlers.nv — 4 случая).

D91. Channel revision — capability-split на ChanWriter / ChanReader

Уточняет D79 — модель API меняется с Go-style (один объект с send/recv) на Rust mpsc-style (capability-split). Остальное D79 (buffer, owner-actor pattern, select) сохраняется.

Plan 59.1 amend (2026-06-01): signature fn Channel[T].new(cap int) -> (ChanWriter[T], ChanReader[T]) теперь буквально implementable — generic anonymous tuple monomorphization работает для произвольных user fns после Plan 59.1 (см. D354). Текущая реализация bootstrap-периода продолжает использовать runtime struct Nova_ChannelPair через 3 ad-hoc codegen branches (emit_c.rs 18435/20159/22694) — это implementation detail, не противоречит signature. Cleanup ad-hoc paths → followup [M-59.1-channel-new-cleanup] (требует Nova-side external fn[T] Channel[T].new(...) declaration через Plan 115 Pattern B).

Что

Channel[T].new(capacity) возвращает пару объектов с разными capabilities:

ro (tx, rx) = Channel[int].new(4)
tx.send(10)
ro v = rx.recv()
defer tx.close()                    // close — обязателен, см. D90

• ChanWriter[T] — capability «отправлять в канал». Методы: send, try_send, close, clone.
• ChanReader[T] — capability «получать из канала». Методы: recv, try_recv.

Внутренний state (buffer, sync) скрыт — не доступен напрямую, только через capabilities.

Правило

API — типы

// Writer capability:
type ChanWriter[T] protocol {
    send(v T) -> bool                             // true если послал; false если канал закрыт
    try_send(v T) -> bool                         // true если послал, false если полон или закрыт
    close() -> ()                                 // закрыть (idempotent; ref-counted при clone)
    clone() -> ChanWriter[T]                      // дополнительный writer на тот же буфер
}

// Reader capability:
type ChanReader[T] protocol {
    recv() -> Option[T]                           // blocking; None = closed+drained
    try_recv() -> Option[T]                       // None = пусто (НЕ означает closed)
}

ChanWriter и ChanReader — protocols. Конкретная реализация скрыта внутри Channel.new. Типы-аннотации в сигнатурах функций:

fn fill(tx ChanWriter[int], items []int) { ... }
fn drain(rx ChanReader[int]) -> int { ... }

Factory

fn Channel[T].new(capacity int) -> (ChanWriter[T], ChanReader[T])

capacity = 0 — unbuffered channel (rendezvous: send блокирует пока recv не примет; так же как D79).

Close semantics

Explicit close. Nova не имеет deterministic destructor’ов (D6 managed heap), поэтому auto-on-drop (как Rust mpsc) не работает predictably — GC соберёт sender «когда-нибудь», receiver висит непредсказуемо.

Решение: программист обязан явно вызвать tx.close(). Идиома — через D90 defer:

fn run_pipeline() Net -> () {
    ro (tx, rx) = Channel[Job].new(10)
    defer tx.close()                              // гарантированный close

    supervised {
        spawn { for j in jobs { tx.send(j) } }
        spawn { while Some(j) = rx.recv() { process(j) } }
    }
}   // <- tx.close() сработает; rx.recv() в spawn'е получит None и завершится

close() — idempotent: повторный вызов не error.

После close:

• tx.send(v) — возвращает false (канал закрыт). Не panic — программист может проверить результат: if !tx.send(v) { /* канал закрыт */ }.
• tx.try_send(v) — возвращает false.
• rx.recv() — возвращает Some(v) пока буфер не пуст; потом None.
• rx.try_recv() — то же.

Multi-writer: tx.clone()

ChanWriter поддерживает clone() — создаёт дополнительный writer на тот же буфер с ref-count семантикой:

ro (tx, rx) = Channel[Job].new(10)
ro tx2 = tx.clone()
supervised {
    spawn { tx.send(1);  tx.close() }
    spawn { tx2.send(2); tx2.close() }
    spawn { while Some(v) = rx.recv() { process(v) } }
}

Семантика close с несколькими writers: канал закрывается только когда все writers вызвали close(). Внутри — ref-count (writer_count): Channel.new инициализирует в 1, clone() инкрементирует, close() декрементирует и закрывает при 0.

Идиома для spawn-fan-in:

ro (tx, rx) = Channel[int].new(8)
supervised {
    for item in work_items {
        ro worker_tx = tx.clone()
        spawn { worker_tx.send(process(item)); worker_tx.close() }
    }
    tx.close()                                    // close «корневого» writer'а
    spawn { while Some(v) = rx.recv() { collect(v) } }
}

Managed heap и captures. Без clone() два spawn могут захватить один tx через managed reference — оба могут слать. Но close() первого spawn’а закрыл бы канал для второго. clone() решает это: каждый spawn держит свою capability и закрывает её независимо.

select после revision

select работает через ChanReader (Plan 31, не реализован):

ro (_, rx_a) = Channel[int].new(0)
ro (_, rx_b) = Channel[int].new(0)

select {
    Some(v) = rx_a.recv() => process_a(v)
    Some(v) = rx_b.recv() => process_b(v)
    _ = Time.sleep(5.0)   => default_action()
}

Синтаксис и D94-решение — в Plan 31.

Почему

Зачем capability-split

В Go-style (D79 текущий) Channel[T] имеет и send, и recv на одном объекте. Это удобно для simple случаев, но проблематично в концurrency-патернах:

1. Producer/consumer. Producer должен только слать, consumer только получать. С Go-style — оба могут случайно вызвать recv/ send на чужой стороне, типы это не запрещают.

2. Передача в spawn. Хочется передать в spawn только sender- capability (spawn { for x in source { tx.send(x) } }), без возможности recv’ить. С Go-style нельзя — передаётся весь объект.

3. API дизайн. Функция возвращает «вы можете только читать из этого» — нужен Receiver-only тип. Go-style не даёт.

Capability-split решает все три.

Прецеденты

Capability-split — доминирующая модель в Rust ecosystem. Nova переходит на неё, потому что:

• Type-safety capabilities в сигнатуре функции.
• Структурное совпадение с Rust — programmers familiar.

Почему close — explicit, не auto-on-drop

В Rust auto-on-drop работает благодаря deterministic destruction (ownership). Когда последний Sender уходит из scope — drop::drop() вызывается немедленно, канал закрывается, receiver видит None.

В Nova нет destructor’ов (D6). GC соберёт sender когда-нибудь — может через 100ms, может через 10s. Если auto- on-drop завязан на GC-сборку:

{
    ro (tx, rx) = Channel[int].new(4)
    tx.send(42)
    // tx уходит из scope здесь
}
// rx видит close — когда? Зависит от GC. Тесты flaky.

Это неприемлемо. Closing должно быть детерминированным — от него зависят receiver’ы.

Решение: explicit close через defer tx.close() (D90). defer выполняется при exit’е scope’а, deterministically. Идиома:

fn pipeline() Net -> () {
    ro (tx, rx) = Channel[Job].new(10)
    defer tx.close()                              // в каждой функции, где tx уходит из scope
    // ...
}

Почему recv() -> Option[T], не Fail[Closed] -> T

Closed-channel — не ошибка. Это валидный исход «source закончился». Receiver-loop через while let Some(x) = rx.recv() { ... } идиоматичен: цикл сам завершается на close.

Если бы recv бросал — каждый receiver-loop обёрнут handler’ом, шум. Option[T] композируется с ? и match, не требует дополнительных эффектов.

Это согласовано с Rust mpsc recv() -> Result<T, RecvError> — семантически то же, но Result там в Rust-context, в Nova Option[T] чище (нет специального RecvError типа).

Migration от D79 (Go-style)

Было (D79):

ro ch = Channel[int].new(4)
ch.send(10)
ro v = ch.recv()
ch.close()

Стало (D91):

ro (tx, rx) = Channel[int].new(4)
defer tx.close()
tx.send(10)
ro v = rx.recv()

Изменения:

1. Channel.new(N) возвращает (ChanWriter, ChanReader), не Channel.
2. send через tx, recv через rx.
3. close через tx.close() (или defer tx.close()).
4. Channel[T] как type-аннотация не используется в коде — есть только ChanWriter[T] и ChanReader[T].

Что нужно мигрировать:

• std/ — нет существующих Channel-API.
• nova_tests/runtime/channels.nv — переписать все тесты.
• Bootstrap nova_rt/channels.h — переделать API: state-struct
  • sender/receiver wrappers.
• select { ... } — синтаксис заменён на D94 (Some(v) = rx.recv() =>), см. Plan 31.

Реализация — отдельный план (Plan 22+).

Что отвергнуто

• Auto-on-drop (Rust-style). Не работает в managed heap без deterministic destruction. См. «Почему close — explicit».
• recv() Fail[Closed] -> T. Closed — не ошибка, валидный исход. Option[T] композируется чище.
• Auto-close по GC. Не работает — GC недетерминирован, explicit tx.close() обязателен (см. «Почему close — explicit»).
• Сохранить Go-style как альтернативу. Два API для одной задачи — нарушение D40 «один очевидный путь». Полная замена D79 → D91-семантика.
• Многотиповые каналы (broadcast, oneshot, watch как в Tokio). Не в bootstrap. mpsc — основной use-case. Остальные — расширения позже.

Связь

• D79 — частично пересмотрено. API меняется, остальное (buffer, owner-actor pattern, select) сохраняется.
• D14, D50 — fiber-runtime для blocking send/recv.
• D6 — managed heap, мотивирует explicit close (нет destructor’ов).
• D90 — defer для гарантированного close.
• D85 — ? для composing recv() -> Option[T].
• Q-keyword-symmetry — capability-split factory как use-case для anonymous protocol-impl.

Bootstrap-status

• ✅ Реализовано в Plan 21 (2026-05-11). Улучшено в Plan 30 (2026-05-11).
• nova_rt/channels.h — D91 capability-split: Nova_ChanWriter* / Nova_ChanReader*, park/wake через D93 sched API, heap-allocated waiters (safe под M:N Plan 44).
• emit_c.rs — Channel.new(cap) → Nova_ChannelPair, dispatch по типу объекта.
• nova_tests/runtime/channels.nv — 23 теста: FIFO, ring-buffer, closed-channel, try_send/try_recv, while-let, concurrent spawn, producer-consumer, ping-pong, передача ChanWriter[T]/ChanReader[T] в функции; send→bool тесты; fan-in тесты.
• Негативные тесты: channel_sender_no_recv, channel_receiver_no_send (EXPECT_CC_ERROR).
• Plan 30 Ф.1 (2026-05-11): send() возвращает nova_bool — false если канал закрыт, не бросает; assert(tx.send(v)) и let ok = tx.send(v) работают.
• Plan 30 Ф.2 (2026-05-11): tx.clone() — multi-writer ref-count (writer_count в Nova_ChannelState); канал закрывается только когда все writers вызвали close().
• select — вынесен в Plan 31 (отдельный план с runtime SelectWaiter).

D93. Park/wake — нормативный runtime primitive для блокирующих операций

Введён: Plan 22 Ф.3 (2026-05-11). Реализация: compiler-codegen/nova_rt/sched.h (header-only inline).

Что

Runtime exposes стандартный API через nova_rt/sched.h для park/wake fiber’ов. Любая блокирующая операция в runtime’е (Time.sleep, Channel.recv, socket-read, file-read) обязана использовать этот API. Это contract на котором держится unified event-loop driven scheduling (Plan 22 Ф.4+), Channel D91 (Plan 21), и любые будущие IO operations (Plan 83.12 std/net ✅, std.fs Plan 18+).

API surface

/* ─── Park / wake ───────────────────── */
void      nova_sched_park(NovaFiberQueue* scope, int slot);
void      nova_sched_wake(NovaFiberQueue* scope, int slot);
nova_bool nova_sched_is_parked(NovaFiberQueue* scope, int slot);

/* ─── Cancel-integration (Plan 22 Ф.8 sync/async contract) ──── */
typedef enum {
    NOVA_STOP_SYNC  = 0,   /* handle полностью freed после return; unpark immediate */
    NOVA_STOP_ASYNC = 1,   /* close initiated; wake придёт от backend (close_cb / waitlist) */
} NovaStopMode;

typedef NovaStopMode (*NovaCancelStopCb)(void* handle);

void nova_sched_register_pending(NovaFiberQueue* scope, int slot,
                                  void* handle, NovaCancelStopCb stop_cb);
void nova_sched_unregister_pending(NovaFiberQueue* scope, int slot);

/* ─── Introspection ────────────────── */
int nova_sched_count_alive(NovaFiberQueue* scope);
int nova_sched_count_parked(NovaFiberQueue* scope);
int nova_sched_count_ready(NovaFiberQueue* scope);

Семантика

1. Park atomic-with-yield. nova_sched_park ставит parked[slot] = true и сразу делает mco_yield. Race-window нулевой — single-thread bootstrap обеспечивает это естественно. Под M:N (Plan 44) потребуется memory fence перед yield’ом.

1a. Park-with-predicate (Plan 83.4.1, ред. 2026-05-23). Новые блокирующие операции под M:N обязаны использовать nova_sched_park_until(scope, slot, pred, ctx) вместо bare nova_sched_park. Park возвращается ТОЛЬКО когда pred(ctx) → true; spurious wake (включая M:N drain-quiescence-wake до завершения async close_cb / after_work_cb) автоматически re-park’ится в loop’е. Memory ordering contract: предикат-функция читает опубликованное состояние с ACQUIRE-ordering; wake-сайт публикует predicate- affecting состояние с RELEASE-ordering ДО nova_sched_wake. Это индустриальный паттерн: POSIX pthread_cond_wait + caller-loop, C++ std::condition_variable::wait(lock, pred), Go gopark(unlockf), tokio Notify::notified(). Existing sites: sleep-park (_nova_sleep_via_libuv) и blocking-offload (nova_blocking_offload) обновлены в Plan 83.4.1; bare nova_sched_park остаётся для legacy/caller-loop сценариев (channels park_with_unlock + BaseWaiter. fired recheck по Plan 44.1 R2 C6).

2. Wake idempotent. Повторный wake без park’а между ними — no-op. Это упрощает callback’и: libuv uv_close cleanup может вызвать wake после нормального wake, нужно быть устойчивыми.

3. Wake безопасен из libuv-callback’а. Callback’и выполняются в uv_run под main-thread. В этот момент никакой fiber не resume’ен — ставить parked[slot] = false безопасно без atomic-операций.

4. Scheduler skips parked. nova_supervised_step пропускает parked[i] slot’ы (но считает их alive, чтобы scheduler не выходил раньше времени). Когда нет ready-fiber’ов и есть parked — main-loop будет уходить в uv_run UV_RUN_ONCE (Plan 22 Ф.4 добавит этот path).

5. Cancel-during-park — sync/async stop_cb contract (Plan 22 Ф.8).

Любая операция, паркующая fiber, обязана зарегистрировать handle через nova_sched_register_pending. stop_cb возвращает NovaStopMode:

SYNC — handle полностью cleaned после stop_cb return. Используется когда cleanup synchronous (отвязать waitlist-node, освободить buffer):

1. Вызывается stop_cb(handle) → cleanup inline, возвращает SYNC.
2. cancel_all_pending сразу делает parked[slot] = false — fiber resume’ится на ближайшем supervised_step.
3. Fiber видит scope->cancel_requested == true → throw "scope cancelled".

ASYNC — stop_cb лишь инициировал close, wake придёт от backend (uv close_cb / waitlist callback). Используется когда cleanup asynchronous (uv_close на handle с close_cb, uv_cancel на request):

1. Вызывается stop_cb(handle) → инициирует close, возвращает ASYNC.
2. cancel_all_pending НЕ unpark’ает — fiber остаётся parked.
3. Backend выполняет cleanup → callback fires → ставит final state + nova_sched_wake(scope, slot).
4. Fiber resume’ится, видит cancel_requested → throw.

Это единственный способ корректно прервать blocking-операцию. Плата за нерегистрацию — fiber виснет навсегда при cancel.

Use-cases:

6. Multiple pending per slot — запрещено в bootstrap. Slot держит один (handle, stop_cb) — достаточно для всех known use-cases (один fiber = одна блокирующая операция в момент времени). Если будущая операция потребует multi-handle (например select на N receiver’ах) — расширение через pending_handle_list[] со cap’ом.

Контракт пользователя API

Любая операция, использующая park/wake, следует паттерну:

NovaXxxState st = { ... };
nova_xxx_init_handle(&st.handle);

/* (1) Регистрация для cancel-wake — ОБЯЗАТЕЛЬНО ПЕРЕД park'ом. */
nova_sched_register_pending(_nova_active_scope, _nova_active_slot,
                             &st.handle, _nova_xxx_stop_cb);

/* (2) Park: scheduler не resume'ит, пока кто-то не вызовет wake. */
nova_sched_park(_nova_active_scope, _nova_active_slot);
/* ← control возвращается сюда после wake (callback либо cancel). */

/* (3) Cleanup + cancel-check. */
nova_sched_unregister_pending(_nova_active_scope, _nova_active_slot);
if (st.handle_active) {
    nova_xxx_close_handle(&st.handle);
}
if (_nova_active_scope && _nova_active_scope->cancel_requested) {
    nova_throw(nova_str_from_cstr("scope cancelled"));
}

Воспроизводится для:

• Plan 22 Ф.4: Time.sleep → uv_timer_t + uv_timer_stop stop_cb.
• Plan 21 Ф.1+: Channel.recv/send → waitlist node + waitlist-remove stop_cb.
• Plan 83.12 std/net ✅: TcpStream.read_bytes → uv_read_start + wake из _tcp_read_cb. See D370.
• Plan 44+ std.fs: File.read → uv_fs_t + uv_cancel stop_cb.

Почему

Без D93 каждый блокирующий primitive писал бы свою park/wake логику. В bootstrap’е до Plan 22 sleep делал busy-yield (D71, секция Time.sleep), Channel.recv — busy-spin на буфере. Cancel работал через cooperative yield-check в nova_fiber_yield — это терпимо для busy-yield, но не работает при настоящем park’е (на yield-point нет потому что fiber suspend’ит на libuv handle).

D93 фиксирует единый mechanism:

• Park = выход из ready-queue.
• Wake = возврат в ready-queue.
• Cancel = generic stop_cb, прерывает любой pending handle.

Любая будущая блокирующая операция через тот же contract = автоматически cancel-aware, автоматически CPU-idle при ожидании, автоматически интегрируется с event loop. Это revolutionary изменение — unifies сейчас раздроблённые blocking-mechanism’ы.

Связь

• D14 — fiber-runtime обоснование. Park/wake — implementation primitive для невидимого Async.
• D50 — Blocking effect; D93 не покрывает (Blocking использует OS-thread pool, не park).
• D71 — bootstrap scheduler. D93 — расширение D71 park-state. Update’ится в Plan 22 Ф.6 с указанием на D93 как точку перехода с busy-yield на event-loop driven.
• D75 — supervised(cancel:). D93 описывает как cancel прерывает blocking-операции через generic stop_cb mechanism (вместо cooperative yield-check).
• D79, D91 — Channel recv/send будут реализованы через D93 API в Plan 21.
• D80 — per-fiber handler scoping. D93 park/wake не меняет handler state (snapshot уже per-fiber).

Эволюция

• Pre-Plan 22: sleep, channel recv — busy-yield либо busy-spin. Cancel — cooperative через nova_fiber_yield re-check.
• Plan 22 Ф.3: введён D93 API. NovaFiberQueue расширен parked[], pending_handle[], pending_stop_cb[]. cancel_token_cancel итерируется по pending_stop_cb. Stop_cb тип — void (*)(void*), unpark всегда synchronous после stop_cb (предположение).
• Plan 22 Ф.4: Time.sleep переходит на D93 (uv_timer_t park-on-timer). nova_supervised_run расширяется: idle → uv_run UV_RUN_ONCE. Sleep close-wait через ms-busy uv_run NOWAIT loop (~1-2 iter).
• Plan 22 Ф.7: sched_state arrays → heap-allocated с capacity-doubling. NOVA_SCOPE_CAP cap ушёл.
• Plan 22 Ф.8: stop_cb тип расширен — возвращает NovaStopMode enum {SYNC, ASYNC}. Sleep stop_cb теперь ASYNC: stop_cb инициирует uv_close, wake приходит из close_cb (не synchronous из cancel_all_pending). Это убирает ms-busy close-wait loop из sleep’а (R7 «no busy-loops anywhere» полностью enforced). Channel waitlist (Plan 21) — SYNC.
• Plan 21: Channel.recv/send переходят на D93 (waitlist + SYNC stop_cb).
• Plan 83.12 (std/net) ✅: socket-read/write/connect/accept — ASYNC stop_cb; std.fs — Plan 18+.
• Plan 44 (M:N): park/wake становится cross-worker. Wake может идти из worker B в fiber на worker A через uv_async_t queue.

Bootstrap-status

• ✅ Header-only API в nova_rt/sched.h.
• ✅ NovaFiberQueue расширен parked[], pending_handle[], pending_stop_cb[] (Ф.7: heap-allocated с capacity-doubling).
• ✅ nova_supervised_step skips parked.
• ✅ nova_cancel_token_cancel проходит по pending_stop_cb.
• ✅ Sync/async stop_cb contract (Ф.8) — NovaStopMode enum, cancel_all_pending различает SYNC (unpark immediate) vs ASYNC (ждёт backend wake).
• ✅ Time.sleep через D93 (Ф.4 register/park; Ф.8 ASYNC close_cb wake).
• 🟡 Channel waitlist (Plan 21) — SYNC stop_cb, ждёт реализации.
• ✅ std/net IO (Plan 83.12) — ASYNC stop_cb, реализован D370.
• 🟡 std/fs IO (Plan 18+) — ASYNC stop_cb, ждёт реализации.

D92. Top-level main как implicit supervised scope

Введён: Plan 22 Ф.5 (2026-05-11). Реализация: compiler-codegen/src/codegen/emit_c.rs (emit_main_wrapper)

• nova_rt/fibers.h (nova_supervised_drain_main_scope).

Что

Каждый fn main() codegen’ится с implicit supervised scope — NovaFiberQueue _nova_main_scope обёрнутый вокруг user-body. Это унифицирует runtime-семантику: внутри main user-code всегда имеет _nova_active_scope != NULL, как любая функция внутри supervised-блока.

Правила

Правило 1 — _nova_active_scope всегда non-NULL в user-code. Все блокирующие операции (Time.sleep, Channel.recv, IO) опираются на это для park/wake API (D93).

Правило 2 — drain до quiescence. Main-body завершается → emit_main вызывает nova_supervised_drain_main_scope(&_nova_main_scope). Этот drain работает пока есть alive fiber’ы:

• Detach-fiber’ы (D50) доработают.
• Pending libuv-handle’ы (Plan 22 Ф.4 sleep’ы) отстреливают callback’и.
• Все fiber’ы пробуждённые callback’ами после main-body завершаются.

После quiescence — nova_evloop_close() → nova_gc_shutdown() → return 0.

Правило 3 — error propagation. Throw в main-body → propagates как обычно (через D85 Fail mechanism, либо panic). Throw в detach-fiber после main-body — logged to stderr, но процесс завершается exit code 0. Это согласовано с D50 fire-and-forget семантикой detach’а: detach не имеет owner для re-throw, и abort процесса из-за detach-error неприемлем (другие detach’ы могут быть корректны).

Правило 4 — exit(code, msg) bypass’ит drain. D13 exit() гасит процесс немедленно, без drain, без cleanup’ов. Это согласовано с D90 §8 (exit обходит defer’ы): catastrophic shutdown, не graceful.

Правило 5 — detach в top-level кладёт fiber в main-scope. До D92 top-level detach был SyncDetach (inline-исполнение). После D92 — fiber в implicit main-scope, доживёт до drain’а. Это поведенческое изменение, breaking change для кода полагавшегося на inline’ность top-level detach.

Правило 6 — _nova_active_slot = -1 означает main-flow. Slot −1 не индексирует fiber-array (там count >= 0 fiber’ов). Park/wake API не работает с slot −1 (main-flow не может park’нуться через mco_yield — нет coroutine’ы). Top-level Time.sleep остаётся через busy-yield (supervised_step) либо через native sleep, не park-on-uv_timer.

Правило 7 (future, не реализуется в Plan 22): SIGINT/Ctrl+C через uv_signal_t отменяет main-scope cancel-token, fiber’ы получают cooperative cancel. Optional extension, отдельный план если потребуется.

Семантика codegen

emit_main_wrapper эмитит:

int main(void) {
    nova_gc_init();
    nova_evloop_init();
    /* effect-storage registration ... */

    /* D92: implicit main-scope. */
    NovaFiberQueue _nova_main_scope;
    nova_scope_init(&_nova_main_scope);
    _nova_active_scope = &_nova_main_scope;
    _nova_active_slot  = -1;

    nova_fn_main_impl();

    /* D92: drain detach'ов / pending fiber'ов до quiescence. */
    nova_supervised_drain_main_scope(&_nova_main_scope);

    _nova_active_scope = NULL;
    _nova_active_slot  = -1;

    nova_evloop_close();
    nova_gc_shutdown();
    return 0;
}

Почему

До D92 top-level main не имел scope — _nova_active_scope = NULL. Это создавало корзину edge cases:

• Time.sleep на top-level → kernel-blocking (Plan 22 Ф.4 не мог использовать park/wake без scope).
• detach на top-level → inline execution (SyncDetach), не настоящий fire-and-forget.
• IO operations (Plan 83.12 std/net ✅, Plan 18+ std/fs) на top-level — не работают через park/wake API, требовали бы special-case.

D92 устраняет эти edge cases одним решением: main всегда внутри scope. User-code не видит разницы (семантика sleep / detach / IO одинакова из любого контекста). Runtime simplifies — нет двух кодопутей для fiber-context vs main-context.

Что отвергнуто

(a) Эволюция D71 без нового D-блока. Изменение значимое — behavioural breaking change для detach. Заслуживает отдельного D-номера для discoverability.

(b) Не оборачивать main в scope, оставить top-level kernel-blocking. Это сохранило бы простоту, но рассыпает Plan 22 Ф.4 цель — единый event-loop driven scheduler. Под Plan 83.12 (std/net ✅) и Plan 18 (std.fs+) все IO operations требовали бы special-case для top-level. Нежелательно.

(c) Implicit scope с full nova_supervised_run (re-throw fiber-errors). Re-throw на main-flow после main-body завершён = abort. Detach-fiber throw’ы в D50 fire-and-forget — должны быть logged, не abort. Поэтому drain-no-throw variant (nova_supervised_drain_main_scope).

Связь

• D13 — panic / exit семантика. D92 Правило 4: exit() bypass’ит drain.
• D50 — detach fire-and-forget. D92 Правило 3 + 5: detach-throw logged not abort’ed.
• D71 — bootstrap scheduler. D92 расширяет: main всегда в scope.
• D75 — supervised(cancel:). D92 Правило 7 (future): SIGINT через main-scope cancel.
• D90 — defer / errdefer. D92 Правило 4: exit() обходит defer’ы (согласовано с D90 §8).
• D93 — park/wake API. D92 обеспечивает _nova_active_scope != NULL в user-code, что необходимо для park/wake.

Bootstrap-status

• ✅ Codegen emit_main_wrapper оборачивает в implicit scope.
• ✅ Runtime nova_supervised_drain_main_scope drain до quiescence.
• ✅ Detach behavior change verified (no regression в detach_test.nv).
• 🟡 SIGINT handler (Правило 7) — future extension.
• 🟡 Top-level Time.sleep через uv_timer (Правило 6 не работает) — всё ещё busy-yield / native sleep. Под D92 это OK потому что _nova_active_slot = -1 детектируется в _nova_time_default_sleep как “main-flow, не fiber”.

D94. select { ... } — multiplexed channel operations

Введён: Plan 31 (2026-05-11). Статус: ✅ реализован (2026-05-11), ✅ hardening Plan 44.1 Ф.3 (2026-05-12). Уточняет D79 — финализирует синтаксис и семантику select.

Реализованный синтаксис (bootstrap, Plan 31):

• Some(v) = rx => { } — recv с binding
• _ = rx => { } — recv wildcard (срабатывает на Some и None/closed)
• tx.send(val) => { } — send arm
• Some(v) = rx if guard => { } — recv с guard
• _ => { } — default (non-blocking)

Bootstrap-ограничения:

• None = rx => { } — отдельный arm для закрытого канала не введён; используйте _ = rx => { } (wildcard срабатывает на Some и на None/closed)
  • match внутри тела arm’а для дифференциации, либо rx.is_closed() после recv’а.
• Some(v) = rx arm на already-closed канале не срабатывает — только wildcard _ = rx ловит closed-state. См. Plan 31 §«Отличия от spec».

Реализовано в полной форме (Plan 31 Ф.6, Plan 44.1 Ф.2/Ф.3):

• Panic «select: all channels closed» при all-closed без default — ✅ (Plan 31 Ф.6; работает и в main-thread context’е через pre-check).
• ChanReader.close_after(Duration) timer cleanup при non-winning arm — ✅ (Plan 44.1 Ф.2 B7: on_select_lost callback + idempotent cancelled flag на NovaAfterState; reused by Plan 65 close_after API).
• Channel.new(0) — explicit panic «capacity must be >= 1` перед allocate’ом (Plan 44.1 Ф.3 B9, без leak’а на throw).
• Adaptive per-call storage без cap’а на arm count (Plan 44.1 Ф.3 B5): codegen эмитит SelectSlot _arms[n_ch]; SelectWaiter _waiters[n_ch]; на стеке fiber’а через compound literal (literal size, MSVC-compatible — не VLA). nova_select_try_immediate использует alloca(n*sizeof(int)) для внутреннего shuffle order. Stack frame ~84n байт. На default minicoro 56 KB stack ≈ 600+ arms безопасно. Идиоматический Go код = 2-8 arms; cap’а нет.

Plan 44.1 Ф.1 (2026-05-12, ✅ Этапы 1-6 закрыты — production-grade M:N prerequisites):

• Atomics + mutex на shared state (B1): writer_count/closed/reader_closed atomic; head/count/waiter-lists под mutex. Все ops lock-then-mutate.
• Refcount idiom Release-dec + Acquire-fence-on-zero (A1, Arc::drop pattern).
• Race-free select wake через selectdone CAS (B2) — unified protocol для recv/send/select waiters. Direct-copy sender→waiter (Go’s sendDirect equivalent).
• Doubly-linked waiter list O(1) unlink (T2).
• BaseWaiter common prefix (C1, strict-aliasing safe).
• stop_cb lock-free contract (C2, atomic cancelled flag).
• nova_sched_park_with_unlock API (C6, lost-wakeup-free park).
• Cache padding by access group (C5, 300× perf win под contention).
• TOCTOU re-check protocol (A2).
• Symmetric nova_chan_reader_close (R1 B2, Tokio Receiver::close parity).
• All-arms-disabled panic (C3, не silent forever-park).
• Linux Docker validation infrastructure + pthread stress tests (b1_mutex_stress/b2_selectdone_cas/t2_waiter_churn) под TSan/ASan/UBSan.

Tier 1 toolchain backends (sync.h):

• Linux x86_64 (Ubuntu 22.04+, glibc 2.35+) — pthread + ADAPTIVE_NP.
• Windows + clang LLVM 15+ — SRWLOCK native.
• macOS arm64 + Apple Clang — os_unfair_lock (40% faster than pthread).
• Atomics: __atomic_* GCC/Clang builtins.

Что отложено в Plan 44.2+ / Plan 50+:

• oneshot::channel<T> / watch::channel<T> / broadcast::channel<T> — Tokio type variants (Plan 44.2).
• recv_many batch API (Ф.4 follow-up).
• Lock-free SPSC flavor (Plan 50+, Loom-verified).
• Loom/CDSChecker formal verification (Plan 50+).
• NUMA-aware allocation (Plan 50+ multi-socket servers).
• Priority inheritance mutex (RT scheduling, doc only сейчас).
• Zero-capacity rendezvous channels (Channel.new(0) — cap=0 case).
• Per-channel metrics (NOVA_CHANNEL_METRICS=1 opt-in).

Plan 44 (M:N runtime) integration — Plan 44.1 Ф.1 = prerequisite, теперь готов. M:N runtime отдельный план; этот блок channels гарантирует что под M:N scheduler’ом channel layer thread-safe.

Что

select ожидает сразу несколько channel-операций, пробуждается по первому готовому arm’у.

select {
    Some(v) = rx1.recv()    => { process(v) }
    Some(v) = rx2.recv()    => { process(v) }
    None    = rx1.recv()    => { break }           // rx1 закрылся
    _       = tx.send(val)  => { /* sent */ }      // send arm
    default                 => { /* non-blocking */ }
}

Грамматика:

select-expr  = 'select' '{' NL* select-arm+ '}'
select-arm   = channel-arm | default-arm
channel-arm  = pattern '=' (recv-op | send-op) guard? '=>' arm-body NL*
recv-op      = expr '.' 'recv' '(' ')'
send-op      = expr '.' 'send' '(' expr ')'
guard        = 'if' expr
default-arm  = 'default' '=>' arm-body NL*
arm-body     = block | stmt

Синтаксис pattern = rx.recv() согласуется с while let Some(v) = rx.recv() (уже в языке). Оператор <- не вводится (отвергнут).

Timeout через ChanReader.close_after(Duration)

Специального timeout arm’а нет — timeout через обычный recv arm:

ro t = ChanReader.close_after(Duration.from_secs(1))     // ChanReader[()] закрывается через 1 сек
select {
    Some(v) = rx.recv()  => { process(v) }
    None    = t.recv()   => { log_idle() }    // timeout сработал
}

ChanReader.close_after(d Duration) -> ChanReader[()] — capability-split static constructor в stdlib/concurrency. Select не знает про “timeout” специально. Plan 65 revision: ранее API назывался Time.after(int ms) (bare int, без type safety); переименован и переведён на Duration для D91 capability namespace + строгой type safety. Migration tool cargo run --bin migrate_plan65 -- --apply автоматически переводит literal arguments.

Правило

1. Guard evaluation — if <expr> после паттерна делает arm disabled если false.
2. Immediate check — проверяет все enabled arms в псевдослучайном порядке (Fisher-Yates). Если ≥1 ready — выполняет без park’а.
3. Park — если ни один не ready и нет default: регистрирует waiter для каждого arm, паркует fiber.
4. Wake — первый готовый arm будит fiber; остальные waiters unlinked. done-флаг предотвращает double-wake при одновременной готовности.
5. Fairness — Fisher-Yates shuffle на каждой итерации (нет starvation).
6. default — если присутствует: шаг 2 всегда succeeds (не паркуем).
7. Все каналы закрыты + нет default → panic “select: all channels closed”.
8. cancel (tok.cancel() от supervised(cancel:)) — отменяет все pending waiters, fiber просыпается, проверяет cancel_requested.

Arm guards

select {
    Some(v) = rx.recv() if v > 0 => { process(v) }   // arm активен только если v > 0
    Some(v) = rx.recv()           => { skip(v) }
}

Guard — pre-condition (arm disabled если false). Аналог if в Rust Tokio select!. Go не поддерживает guards в select.

Почему

1. Ключевой primitive для fan-in. Без select нельзя элегантно объединить несколько producers в одном consumer’е.
2. ChanReader.close_after(Duration) вместо timeout(expr) — timeout как обычный channel (Go-style time.After, но с type-safe Duration вместо bare int). Нет специального синтаксиса, нет special-casing в runtime. Plan 65 revision: ранее Time.after(int ms) — bare int был отвергнут как unsafe, переименован в D91 capability namespace.
3. = вместо <- — согласованность с while let Some(v) = rx.recv(). Один оператор recv по всему языку.
4. Fisher-Yates shuffle — fairness (Go использует то же). Нет starvation при постоянно-готовых arms.

Что отвергнуто

• <- оператор в select — нарушает consistency; отдельный оператор только для select (было в D79, удалено).
• timeout(expr) => arm — special-casing в грамматике и runtime ради того, что решается обычным ChanReader.close_after(Duration) channel’ом (см. Эволюция: bare Time.after(int) исторический artefact, заменён в Plan 65).
• Biased mode — детерминированный выбор arm’а (Tokio biased). Достигается через --jobs 1 + фиксированный seed в тестах.
• Вложенный select запрещён — излишнее ограничение; снято.

Bootstrap-status

• ✅ Runtime: Plan 31 Ф.1 — SelectCtx, SelectWaiter, nova_select_* API
• ✅ Send arm: Plan 31 Ф.2
• ✅ Parser + codegen: Plan 31 Ф.3
• ✅ Arm guards: Plan 31 Ф.4
• ✅ Time.after(d) + тесты: Plan 31 Ф.5
  • Plan 65 (2026-05-18) revision: Time.after(int ms) removed, replaced by ChanReader.close_after(Duration). See “Эволюция API” subsection below.
• ✅ All-closed panic: Plan 31 Ф.6 (с pre-check для main-thread)
• ✅ Hardening: Plan 44.1 Ф.2 (timer cleanup, formerly Time.after, now ChanReader.close_after after Plan 65) + Ф.3 (select cap=32 + compile-error overflow + Channel.new check ordering)
• 🟡 M:N safety: Plan 44.1 Ф.1 (atomics + selectdone CAS + doubly-linked + per-call storage) — отложено вместе с Plan 44 M:N runtime

Эволюция API — timeout channel constructor (Plan 65, 2026-05-18)

Time.after(int ms) -> ChanReader[()] (D94 v1, Plan 31 Ф.5) переименован в ChanReader.close_after(d Duration) -> ChanReader[()] (D94 v2, Plan 65). Три ортогональных дефекта закрыты:

1. Domain mismatch: функция возвращает read-capability ChanReader, но жила в Time namespace — discoverability проседала. Capability namespace по D91 — ChanReader.<constructor>.
2. Type safety: bare int (1000) неоднозначно (мс/мкс/сек). Duration делает unit explicit: Duration.from_secs(1).
3. Capability mismatch D91: получение reader через Time.X неявно подразумевало что Time владеет также writer — на самом деле runtime.

Семантика runtime неизменна — внутренне всё ещё Nova_Time_after (libuv timer) + on_select_lost cleanup. Атомарный break без deprecated alias (Plan 60 atomic-migration convention): legacy вызов ловится диагностикой E5101 с machine-applicable fix-it suggestion. Migration tool migrate_plan65 автоматически переводит literal arguments (int → from_millis, float → from_secs_f64).

Дополнительные production-grade capabilities — cancel via D75 CancelToken, mockable virtual time via Time effect, absolute deadline close_at(Instant), observability counters — добавляются в Plan 65 Ф.10-Ф.14 (hardening), либо отложены в Plan 66 (periodic ticker + custom timer-wheel optimisation).

D97. Fiber stack allocation — per-thread mmap arena (Linux/macOS)

Status: active. Ред. 2 (Plan 82, 2026-05-22) — Windows переведён с calloc на VirtualAlloc lazy-commit arena; диагноз Plan 44.3 «Windows fiber arena fundamentally blocked» опровергнут. Ред. 1 (Plan 44.2 Этапы 1-3, 2026-05-12) — Linux/macOS mmap-arena. Уточняет D14 для bootstrap-runtime: где живут fiber stacks и как они видны GC.

Что

Suspended fiber stacks не на OS-стеке — они лежат в пользовательской памяти, выделяемой allocator’ом minicoro. Поскольку Boehm GC сканирует только OS-стек активного потока + явно зарегистрированные roots, fiber stacks нужно сделать видимыми GC явно. D97 фиксирует единую стратегию — per-thread large-reserve arena с lazy commit — реализованную разными OS-примитивами по платформам:

Linux/macOS — per-thread mmap arena с lazy commit:

• На первое использование thread’a резервируется 8 GB virtual через mmap(MAP_NORESERVE) — 4096 слотов × 2 MB.
• Lazy commit: physical pages приходят только при touch’е (lazy COW).
• 4 KB guard page в начале каждого слота — stack overflow ловится через SIGSEGV (не silent corruption).
• Bitmap free-list для reuse слотов после fiber termination.
• Один GC root на тред — [base, base + high_water * slot_size] — снимает MAX_ROOT_SETS=128 ограничение Boehm.
• madvise(MADV_DONTNEED) после dealloc — physical memory возвращается ОС.
• madvise(MADV_NOHUGEPAGE) для guard-page granularity.
• pthread_key cleanup освобождает arena при thread exit.

Windows — per-thread VirtualAlloc arena с lazy commit (Plan 82):

• Per-thread арена — один VirtualAlloc(MEM_RESERVE): 16384 слота × 8 MB = 128 GB виртуального резерва (нулевой commit-charge; на 64-bit резерв адресного пространства бесплатен).
• Lazy commit. Физический commit — только под minicoro-header + начальное окно стека у вершины слота. Рост стека — OS-native: после TIB-свопа minicoro-asm’а ядро Windows растит коро-стек штатно через PAGE_GUARD-фолт (как CreateFiber-стек). Декоммит освобождённого слота — послотный, при переиспользовании (idle-batch по 128 GB-диапазону на Windows деградирует — Plan 82 §3).
• 16 KB hard guard (PAGE_NOACCESS, reserved) в начале каждого слота + движущаяся PAGE_GUARD-вершина над minicoro-header’ом. Stack overflow → детерминированный STATUS_STACK_OVERFLOW + диагностика «nova: fiber stack overflow in slot N» (паритет с Linux SIGSEGV — было silent corruption calloc-стека).
• Atomic bitmap free-list для reuse слотов; cross-thread dealloc (work-stealing migration A→B) — арена-владелец по адресу.
• GC-видимость — GC_set_push_other_roots-колбэк, НЕ плоский GC_add_roots. На Windows conservative-чтение MEM_RESERVE-но-не- MEM_COMMIT страницы — STATUS_ACCESS_VIOLATION; плоский root уронил бы сканер. Колбэк на mark-фазе пушит только закоммиченные диапазоны [committed_low, top] каждого живого fiber’а + native scheduler-стеки всех worker’ов (GC_push_all_eager). Число GC_add_roots-записей на fiber-арену = 0 → ограничение MAX_ROOT_SETS=128 снято.
• Арены — heap-структуры в глобальном append-only списке; TLS хранит лишь указатель → арена переживает поток-владельца (нужно GC-колбэку и cross-thread dealloc).

Корректировка диагноза Plan 44.3. Ред. 1 D97 объявляла «Windows arena fundamentally blocked»: minicoro MCO_USE_ASM якобы переключает только RSP, не обновляя TIB. Plan 82 §1.1–1.2 опроверг это: minicoro Windows-asm (_mco_switch) свопает 4 поля TIB (NT_TIB.StackBase/StackLimit, TEB.DeallocationStack, NT_TIB.FiberData) на каждом switch — ровно как corosensei / Boost.Context. Git-археология: minicoro.h неизменен с 2026-05-05, а 4 провала 44.3 — 2026-05-13/14 → гипотеза «старый minicoro без TIB-свопа» ложна. Настоящий блокер 44.3 был иным — conservative GC-скан reserved-страниц арены (AV на первой незакоммиченной); Plan 82 решает его push-колбэком выше. SEH-unwind, /GS, /guard:cf через arena-стек верифицированы (Plan 82 Ф.0/Ф.4); context-switch на arena-стеке — 16–20 ns, паритет с Boost.Context (Ф.5).

Зачем разные примитивы, единая стратегия

Со ред. 2 (Plan 82) обе платформы реализуют одну стратегию — per-thread large-reserve arena с lazy physical commit, guard-page overflow-детекцией и GC-видимостью suspended-стеков — но через разные OS-примитивы, потому что семантика памяти ОС различается:

• Linux/macOS: mmap(MAP_NORESERVE) + madvise(MADV_DONTNEED) + SIGSEGV-handler. GC-root — плоский active-range GC_add_roots: чтение незакоммиченной NORESERVE-страницы даёт zero-page от ядра, conservative-скан fault-free.
• Windows: VirtualAlloc(MEM_RESERVE) + послотный VirtualFree(MEM_DECOMMIT) + VEH. GC-root — push_other_roots- колбэк: чтение MEM_RESERVE-страницы = ACCESS_VIOLATION, плоский root недопустим (Plan 82 §1.3). Колбэк пушит только закоммиченное.

Built-in minicoro MCO_USE_VMEM_ALLOCATOR отвергнут на обеих платформах — он MEM_COMMIT-ит весь стек upfront (нет lazy commit). GC-модель Windows (registry+push) строже Linux-овой active-range и может быть бэкпортирована (Plan 82 Ф.6 — опциональная Linux-унификация, gated «0 регрессий на Linux»).

Introspection — std.runtime.fibers

Плакируется (std/runtime/fibers.nv):

import std.runtime.fibers

ro virt    = fibers.virtual_reserved()  // bytes зарезервировано
ro total   = fibers.slot_count()         // 4096 Linux/macOS, 16384 Win
ro active  = fibers.slots_active()       // running fibers сейчас
ro peak    = fibers.high_water()         // peak concurrent

slot_count() == 0 — honest sentinel «arena не активирована» (арена ленивая — создаётся на первом fiber’е потока; до того статы нулевые). Со ред. 2 арена активна на всех трёх платформах — нулевой slot_count() больше не означает «Windows», только «поток ещё не спавнил fiber’ов».

Что отвергнуто

• MCO_USE_VMEM_ALLOCATOR (built-in minicoro VMEM) — commits all upfront; не работает с lazy commit semantics; ломает Windows budget.
• GC_add_roots per-fiber — упирается в MAX_ROOT_SETS = 128 Boehm compile-time константу; нельзя bump’нуть без rebuild library (см. правило «не патчить сторонние библиотеки»).
• GC_disable workaround вокруг scheduler tick — был vestigial scaffolding в Plan 27 R4; удалён в Plan 44.2 Этап 2. Реальная защита приходила от single-thread cooperative invariant + arena root, не от disable.
• Плоский GC_add_roots поверх Windows-арены — conservative-скан читает root по-байтно; первая MEM_RESERVE-но-не-MEM_COMMIT страница → ACCESS_VIOLATION (на Linux безопасно — NORESERVE zero-page). Заменён push_other_roots-колбэком, пушащим только закоммиченное (Plan 82 §1.3, §5.2).
• MCO_USE_FIBERS (CreateFiber API) для Windows — ред. 1 D97 называла его возможным обходом «TIB-блока». TIB-блок опровергнут (см. выше) → обход не нужен; CreateFiber к тому же не даёт arena-аллокатор (N независимых kernel-fiber’ов, нет lazy-commit контроля, нет cross-thread arena-dealloc).

Bootstrap-status

• ✅ Arena infrastructure (Plan 44.2 Этап 1, commit 0b75bdcb06)
• ✅ Wire-up в minicoro через _NOVA_MCO_DESC_INIT (Plan 44.2 Этап 1 wire-up landing, commit 5ed208e84f)
• ✅ Удаление _NOVA_GC_DISABLE (Plan 44.2 Этап 2, commit 810898de06)
• ✅ std.runtime.fibers introspection (Plan 44.2 Этап 3, commit f8d345e536)
• ⏸ Linux Docker validation (Plan 44.2 Этап 4) — требует Docker daemon
• ⏸ SIGSEGV pretty handler (P41-6) — P2, отложено
• ✅ Windows VirtualAlloc lazy-commit arena (fiber_arena_win.c, Plan 82 Ф.1) — заменяет calloc-путь
• ✅ Windows GC-интеграция fiber-стеков — push_other_roots-колбэк (Plan 82 Ф.2); первая корректная GC-видимость fiber-стеков на Windows
• ✅ M:N-safe arena — cross-thread migration, multi-worker GC-колбэк, atomic bitmap (Plan 82 Ф.3)
• ✅ Windows overflow-детекция — guard-page → STATUS_STACK_OVERFLOW
  • VEH-диагностика (Plan 82 Ф.1); негативный тест expected_runtime/fiber_stack_overflow.nv (Plan 82 Ф.4)
• ✅ Context-switch паритет — 16–20 ns/switch на arena-стеке, класс Boost.Context (Plan 82 Ф.5)
• ⏸ Опциональная Linux-унификация на registry+push GC-модель (Plan 82 Ф.6) — gated «0 регрессий на Linux»

D98. Per-worker libuv loop — TLS _nova_current_loop

Правило. Каждый OS-thread исполняющий fiber’ы имеет own uv_loop_t. Все timer / handle / I/O registrations в runtime (Time.sleep, Time.after, channel-select-timer, future Net/Fs) регистрируют libuv handles на own loop текущего thread’а, а не на global nova_evloop(). Discovery — через TLS _nova_current_loop.

Проблема

libuv uv_loop_t — thread-bound resource. uv handles (uv_timer_t, uv_signal_t, uv_tcp_t, uv_async_t) registered’ы на конкретный loop; их callback’и fire’ются ТОЛЬКО когда тот loop крутится через uv_run. Cross-thread callback firing — undefined.

В bootstrap N:1 (D71) был один thread + один loop — проблема не существовала. Под M:N (Plan 44) worker thread имеет own loop (NovaWorker.loop). Fiber на worker N park’нувшийся через Time.sleep создавал timer на main thread’s loop (через nova_evloop()); main thread не крутил этот loop в синхронной точке (он либо в supervised_run, либо exit’нут); worker N крутил own loop где timer не было. Result: fiber hangs permanently.

Решение

TLS _nova_current_loop (uv_loop_t*) — declared в eventloop.h:

#ifdef _MSC_VER
extern __declspec(thread) uv_loop_t* _nova_current_loop;
#else
extern __thread uv_loop_t* _nova_current_loop;
#endif

uv_loop_t* nova_current_loop(void);  /* TLS либо fallback на nova_evloop */

Set’ится:

• Main thread: в nova_evloop_init() = _evloop (глобальный default).
• Worker thread: в _worker_main (runtime.c) = &worker->loop сразу после _current_worker_id = w->id.

Все timer/handle creation в runtime call’ает nova_current_loop():

• _nova_sleep_via_libuv (fibers.h) — fiber-context sleep.
• _nova_time_default_sleep (fibers.h) — main-flow sleep.
• nova_supervised_run / nova_supervised_drain_main_scope — idle uv_run.
• Nova_Time_after (channels.h) — select-timer.

nova_evloop() остаётся только для глобально main-thread операций:

• nova_evloop_install_sigint — single SIGINT handler per process.
• nova_evloop_close — finalize main loop в exit path.

Fallback semantics

nova_current_loop() сначала проверяет TLS; если NULL — lazily set’ит к nova_evloop() (default). Это покрывает:

• C-static initializer’ы что вызывают timer creation до nova_evloop_init().
• Threads без runtime.init() (тесты что не активируют M:N).

Ограничение D98

Fiber pin’ится к worker’у на котором park’нулся. Wake происходит из close_cb на том же worker’е. Migration между workers требует отдельной machinery (TLS state migration, handle re-registration на target loop) — отложено в Plan 44.7+.

Practical implication: long-running fiber на worker A блокирует worker A до завершения. Other workers продолжают независимо. Cooperative scheduling работает в пределах one worker.

Что отвергнуто

• nova_supervised_run(scope, loop) параметризация через codegen — early Plan 44.5 idea. Требовало menyat emit_supervised (codegen-side change) emit’ить _nova_current_loop в каждый call site. TLS-based подход transparent’но решил это без codegen изменений — любой call site читает TLS without API change.
• uv_default_loop() per-worker — нельзя, libuv даёт один default loop на process. Workers используют uv_loop_init(&w->loop) с новой uv_loop_t структурой.
• Shared loop через mutex — обходит изоляцию libuv, kills parallelism (один thread crank’ает — others ждут).

Bootstrap-status

Layer 3 (TLS loop) — Plan 44.5 L3 (originally Plan 44.6, re-merged):

• ✅ TLS infrastructure (eventloop.h+c)
• ✅ _worker_main set TLS (runtime.c)
• ✅ Replace nova_evloop() → nova_current_loop() в fibers/channels
• ✅ Regression: 274/274 single-thread baseline сохранён
• ✅ 3 mn_runtime regression-теста PASS

Layer 5 (implicit M:N — codegen routing) — Plan 44.5 L5 partial (2026-05-14):

• ✅ Runtime atomics: pending_remote (Go’s WaitGroup pattern) + first_error_atomic (Go’s errgroup.errOnce pattern) + _main_wake uv_async + nova_runtime_spawn_into + nova_runtime_signal_main.
• ✅ Codegen routing: emit_spawn эмитит conditional if (runtime_is_initialized) nova_runtime_spawn_into else nova_fiber_spawn_into. Один и тот же spawn { body } работает single-thread и distributed (Go’s go func() model).
• ✅ Cross-worker error propagation через atomic CAS на parent’s first_error_atomic (first-writer-wins).
• ✅ mn_runtime_actual_workload.nv PASS — 16 fibers распределены на 4 workers через runtime.current_worker_id() distribution (round-robin, не all одного worker’а).
• ✅ 278/278 PASS Windows.

Critical fix: runtime.h включён в nova_rt.h явно. Без этого codegen использовал implicit-int declaration для nova_runtime_is_initialized → ABI mismatch (bool vs int) → garbage return → wrong code path → underflow pending_remote → infinite loop (38 timeout’ов в первой попытке Plan 44.5 L5).

Boehm GC_THREADS — обязательный client-side define (НЕ feature flag!)

Запомнить, чтобы не передиагностировать каждый раз. Boehm bdwgc уже собран thread-safe — и vcpkg Windows (build.ninja содержит -DGC_THREADS в DEFINES), и libgc-dev Ubuntu. Никакой кастомный vcpkg bdwgc[multithreaded] feature НЕ нужен — это была неверная гипотеза.

Корень проблемы был в клиентском коде: <gc.h> прячет GC_register_my_thread / GC_unregister_my_thread / GC_get_stack_base за #ifdef GC_THREADS. Если клиент инклудит <gc.h> без -DGC_THREADS, прототипы невидимы → worker’ы не регистрируются в GC → Boehm STW walker пропускает их стеки → GC-объекты, на которые ссылается только worker stack, преждевременно собираются → use-after-free / SIGSEGV.

Правило (все платформы): при сборке с Boehm GC клиент обязан передать -DGC_THREADS (/DGC_THREADS для MSVC) тем же compiler invocation, что инклудит <gc.h>. Это не Linux/macOS-специфично — Windows регистрирует worker’ы точно так же.

Где зафиксировано в коде:

• test_runner.rs — -DGC_THREADS / /DGC_THREADS во всех 3 compiler-path (gcc/clang, MSVC, доп. path), рядом с -DNOVA_GC_BOEHM.
• runtime.c — NOVA_GC_THREADS_REGISTER активируется безусловно при NOVA_GC_BOEHM (никакого && defined(__linux__) guard’а); GC_register_my_thread в _worker_main, GC_unregister_my_thread в cleanup.

Исправлено в commit 8fcbc67fddb (Plan 44.5 Layer 5). Результат: Windows multi-fiber Time.sleep перестал флакать (был ~14% segfault).

Open:

• ✅ Park/wake migration к worker scope (Time.sleep / Channel.recv в worker fiber’е) — закрыто Plan 44.5 Layer 5, commit 8fcbc67fddb: TLS-swap + nova_scope_alloc_slot в entry preamble, dispatch_ready hook (same-thread → deque push, cross-thread → wake_pending + uv_async_send).
• ⏸ Linux Docker validation Plan 44.5 L5 — требует Docker daemon.

D103. Preemption — sysmon-thread + codegen safepoints

Status: active (Plan 44.7, Вариант B, закрыт 2026-05-14). Note: номер D103, а не D102 — D102 на ветке main занят «именованными аргументами» (Plan 46); preemption перенумерован при подготовке к sync. Дополняет D71 (M:N прозрачность) и D93: fair CPU-sharing — часть гарантии прозрачности M:N.

Что

CPU-bound fiber без явного runtime.yield() НЕ монополизирует worker thread. Runtime автоматически вытесняет fiber’у, крутящуюся дольше timeslice’а (~10ms), на ближайшем safepoint’е — peer fiber’ы получают CPU.

runtime.init(1)
supervised {
    spawn {
        mut i = 0
        while i < 1_000_000_000 { i = i + 1 }   // НЕ блокирует worker
    }
    spawn { Time.sleep(10); /* ... */ }          // запустится, не дождавшись
}                                                 // конца loop'а соседа

Механизм

sysmon thread — отдельный OS-thread (аналог Go’s sysmon), не привязан к worker’ам. Каждые ~10ms проходит workers; если worker крутит одну fiber’у дольше NOVA_PREEMPT_SLICE_NS — выставляет NovaWorker.preempt_flag.

Codegen safepoints — nova_preempt_check() эмитится в прологе каждой Nova-функции и первым стейтментом тела каждого цикла. Читает живой флаг через TLS _nova_preempt_ptr → при выставленном флаге кооперативно nova_fiber_yield(). Стоимость на горячем пути: TLS-load + predicted-not- taken branch (~1-2 такта). В single-thread режиме _nova_preempt_ptr == NULL → чистый no-op.

yielded-FIFO — вытесненный fiber кладётся в per-worker FIFO, не обратно в LIFO-deque (иначе worker сразу re-pop’ит его, голодя peer’ов). Worker loop: deque (свежие/разбуженные) → yielded-FIFO → steal → block.

uv_run каждую итерацию — worker сервисит libuv loop (UV_RUN_NOWAIT) на каждой итерации, не только когда deque пуст. Без этого вытесненный CPU-fiber держал бы deque непустым → таймеры (Time.sleep) никогда не fire’или бы.

Отличие от Go — и почему так

Go использует SIGURG async signal + ASM asyncPreempt. Nova — кооперативные codegen safepoint’ы. Причина: minicoro mco_yield НЕ async-signal-safe, yield из signal handler = UB. Вариант B (safepoints) даёт observable паритет — CPU-bound fiber не морит голодом соседей — за ~20% сложности Варианта C. Непокрыто: tight loop целиком в inline-ASM/FFI без codegen-backedge’а (нишевой кейс).

Что отвергнуто

• SIGURG/SuspendThread async preemption (Вариант C) — 2-3 недели engineering, ASM-level, высокий риск; observable benefit над Вариантом B только для нишевого inline-ASM-loop кейса. См. docs/plans/44.7-preemption.md.
• Snapshot флага в TLS перед resume — worker застревает в mco_resume на весь CPU-loop, не может перечитать снапшот; sysmon выставляет флаг уже после старта fiber’ы. Поэтому _nova_preempt_ptr — указатель на живой NovaWorker.preempt_flag, а не копия.
• Re-push вытесненного fiber’а в deque — LIFO → мгновенный re-pop → starvation peer’ов. Отсюда отдельная yielded-FIFO.

Файлы

• compiler-codegen/nova_rt/runtime.c — sysmon thread, preempt_flag, current_fiber_start, yielded-FIFO, uv_run(NOWAIT) каждую итерацию.
• compiler-codegen/nova_rt/fibers.h — _nova_preempt_ptr extern, nova_preempt_check(), NOVA_UNLIKELY.
• compiler-codegen/nova_rt/effects.c — _nova_preempt_ptr TLS def.
• compiler-codegen/src/codegen/emit_c.rs — safepoint emit в emit_fn + emit_loop_body_inline.
• nova_tests/concurrency/mn_runtime_preemption.nv — 2 positive + 2 negative.

D124. Monotonic vs Timestamp — раздельные типы для wall-clock и монотонных часов

Введён: 2026-05-18 (Plan 65 Ф.12 driver). Статус: принят; реализация в Plan 65 Ф.12.1-Ф.12.6. Уточняет существующий Timestamp (std/time/duration.nv) и Time effect (emit_c.rs:1037-1046).

Что

Nova вводит два различных типа для представления «момента во времени», разделяя их по источнику clock’а:

type Timestamp { ro nanos i64 }    // wall-clock (Unix epoch nanos)
type Monotonic { ro nanos i64 }    // monotonic (process-local epoch)

Соответственно, Time effect имеет два метода:

Time.now()           -> Timestamp       // wall-clock: для логов, дат, сериализации
Time.now_monotonic() -> Monotonic       // monotonic: для timers, deadlines, profiling

Эти типы не interconvertible — компилятор отвергает let t Monotonic = Time.now() (тип Timestamp), и наоборот. Сериализация Monotonic запрещена (нет epoch, бессмысленно вне процесса).

Правило

1. Timestamp — для семантического времени: логи, файлы, протоколы, БД, человеко-читаемые даты. Источник: clock_gettime(CLOCK_REALTIME) / GetSystemTimeAsFileTime. Прыгает при NTP-синхронизации, DST, manual time set. Сериализуется в Unix-epoch nanos.

2. Monotonic — для измерения промежутков и дедлайнов: таймеры, timeouts, retry, profiling. Источник: clock_gettime(CLOCK_MONOTONIC) / QueryPerformanceCounter. Никогда не идёт назад. Бессмысленно сериализовать (Monotonic одного процесса нерасшифровываема в другом). Сравнение Monotonic между процессами — compile-error.

3. Арифметика:

   • Timestamp - Timestamp -> Duration (wall-clock interval, может быть отрицательным при NTP backwards)
   • Monotonic - Monotonic -> Duration (monotonic interval, всегда ≥ 0 если оба из same process)
   • Timestamp + Duration -> Timestamp
   • Monotonic + Duration -> Monotonic
   • Timestamp - Monotonic — compile-error «cannot subtract incompatible clock types»
   • Monotonic.as_unix_secs() — compile-error «Monotonic не представимы в Unix epoch»

4. API контракты:

   • ChanReader.close_after(Duration) — без изменений (длительность clock-agnostic).
   • ChanReader.close_at(Monotonic) — только Monotonic; иначе NTP может вызвать early/late fire (silent bug).
   • Timestamp.from_unix_* / Timestamp.as_unix_* — без изменений.
   • Monotonic.now() (== Time.now_monotonic()) — единственный способ construct’нуть; нет Monotonic.from_nanos (raw bytes бессмысленны).

5. Time effect для тестов (Plan 34 Ф.7 mock_clock):

   • Mock-handler должен реализовать обоих now() и now_monotonic() для consistency. Default mock: now() == EPOCH + elapsed_virtual, now_monotonic() == elapsed_virtual (от старта mock scope).

Почему

Проблема, которая закрывается: silent bug при использовании wall-clock для timing logic. Сценарий:

// БАГ под старым API (одна Timestamp на всё):
ro deadline = Time.now() + Duration.from_secs(60)
// ... 30 сек проходит ...
// NTP синхронизирует часы НАЗАД на 5 секунд:
//   Time.now() теперь "moment - 25s" вместо "moment - 30s"
// Таймер сработает через 35 реальных секунд вместо 30.

Параллели в индустрии (все пришли к разделению после bug-bash):

Все — после реальных production-инцидентов (Go 1.9 release notes: «невозможно правильно измерять timeouts во время DST/NTP без monotonic»).

Type safety > runtime documentation. Альтернатива — «один Timestamp + документация „не используйте для timers”» — ловит баги только при ревью, не компилятором. Type-разделение делает ошибку невыразимой.

Что отвергнуто

• Один Timestamp тип с tag-field kind: ClockKind — runtime branch на каждой арифметической операции; теряется compile-time guarantee.

• Go 1.9-стиль (один Time с обоими компонентами) — Time несёт и wall-clock, и monotonic; runtime сам выбирает что использовать. Проще для users, но: два syscall на каждый now(); сериализация требует drop’а monotonic component (silent footgun); невозможно type-checker’ом запретить misuse; историческая правка после bug-bash, не оригинальный дизайн.

• Instant имя (Rust convention) — отвергнут в пользу Monotonic потому что «Instant» в Java семантически = wall-clock (java.time.Instant), путает Java-разработчиков. «Monotonic» прямо описывает свойство, без культурных ассоциаций. Pair Timestamp / Monotonic читается симметрично.

• Time.tick() как low-level i64 monotonic ns — даёт raw int, теряет type-safety. Reserved как Monotonic.@as_nanos() -> i64 (escape hatch для FFI / bench).

• Отдельный Duration_mono для monotonic-interval’ов — overkill; Duration уже type-safe (signed, nanos), unit-agnostic. Mono - Mono и Ts - Ts оба возвращают тот же Duration.

Связь

• D75 — CancelToken может иметь deadline (tok.cancel_at(Monotonic)) — только monotonic, иначе same NTP-skew bug.
• D94 — select arms с timeout через ChanReader.close_after(Duration) (clock-agnostic) или ChanReader.close_at(Monotonic).
• Plan 65 Ф.12 — driver для D124 (нужен close_at для absolute deadline).
• Plan 65 Ф.12.1-Ф.12.6 — реализация D124: Monotonic тип + Time.now_monotonic() + close_at + runtime clock_gettime(CLOCK_MONOTONIC) / QueryPerformanceCounter per OS. Driver — нужен для ChanReader.close_at(Monotonic).
• Plan 22 — libuv monotonic timer infra (uv_hrtime()) reused for now_monotonic.

Эволюция API

Latent bug под текущим API (resolved Plan 65 Ф.12.3): time_schema в emit_c.rs:1044 declares Time.now() -> nova_int, но stdlib std/time/duration.nv:538-714 использует как Timestamp record. Работает сейчас через handler-bridge (тот же mechanism что Plan 65 fixed для Duration handler params, [M-handler-duration-schema-mismatch]). Plan 65 Ф.12.3 aligns schema с реальным usage.

Файлы (затронуты при реализации Plan 65 Ф.12)

• std/time/duration.nv — добавить type Monotonic { readonly nanos i64 }
  • конструкторы только через Monotonic.now() / Monotonic.@as_nanos().
• compiler-codegen/src/codegen/emit_c.rs:1042-1046 — обновить time_schema: now() -> Timestamp, добавить now_monotonic() -> Monotonic.
• compiler-codegen/nova_rt/time.c (новый) — nova_time_now_realtime_ns()
  • nova_time_now_monotonic_ns() per-OS implementations.
• nova_tests/plan65/f12_* — типы не interconvertible (negative tests), NTP-skew resilience (mock Time effect), close_at(Monotonic) integration.

D136. M:N worker-count — порядок разрешения и NOVA_MAXPROCS

Введён: 2026-05-22 (Plan 83.1 Ф.1–Ф.3 driver). Статус: принят; реализация в compiler-codegen/nova_rt/runtime.c (nova_runtime_resolve_maxprocs). Дополняет D98 / D103 (M:N-рантайм).

Что

Число worker-потоков M:N-рантайма резолвится из трёх источников по строгому приоритету:

explicit runtime.init(n>0)  >  ENV NOVA_MAXPROCS  >  uv_available_parallelism()

• explicit — аргумент runtime.init(n) при n > 0.
• NOVA_MAXPROCS — переменная окружения (аналог GOMAXPROCS в Go). Невалидное значение (не целое / ≤ 0 / overflow) → диагностика на stderr + fallback на auto-detect (НЕ abort процесса).
• auto-detect — uv_available_parallelism() (libuv 1.52, уже cgroup- и affinity-aware).

Результат клэмпится в [1, 1024]. Запрос выше потолка (любой источник) → клэмп до 1024 + диагностика на stderr.

runtime.maxprocs() возвращает резолвнутую цель (даже до runtime.init и после runtime.shutdown); runtime.worker_count() — фактически поднятые потоки.

Почему

• Паритет с Go: GOMAXPROCS — стандартный способ управления параллелизмом; NOVA_MAXPROCS повторяет семантику и стиль имени (NOVA_*, как NOVA_TARGET_OS).
• uv_available_parallelism() уже корректен в контейнерах (cgroup- квота, CPU affinity) — переизобретать через sysconf/GetSystemInfo было бы регрессией по cgroup-корректности.
• explicit > env: явный код важнее окружения. env > auto: оператор деплоя может переопределить без пересборки.
• Клэмп [1, 1024]: 1 — минимум осмысленного пула; 1024 — потолок, выше которого запрос почти наверняка ошибка конфигурации, которую честнее диагностировать, чем исполнять.

Известная дельта vs Go

cgroup-квота читается один раз при резолве (на runtime.init либо первом runtime.maxprocs()). Go 1.25+ перечитывает квоту динамически и ресайзит пул на лету. Динамический re-read — followup Plan 83.x (требует Ф.4 lazy-spawn V2 с инкрементальным ростом пула). Для деплоев с фиксированным лимитом контейнера (норма) статическое чтение корректно.

Связь

• Plan 83.1 (M:N-инфраструктура) — реализация.
• Plan 83.2 — перевод M:N в дефолт (отдельное решение, gated на Plan 82).
• D98 / D103 — M:N-рантайм (per-worker loop, preemption).

D137. M:N — ленивая материализация пула, runtime.init как тюнер

Введён: 2026-05-22 (Plan 83.1 Ф.4). Статус: принят; реализация в compiler-codegen/nova_rt/runtime.c. Дополняет D136.

Что

runtime.init(n) НЕ создаёт worker-потоки немедленно. Он лишь ARM’ит рантайм: резолвит и фиксирует целевое число worker’ов (порядок — D136). Реальный пул worker-потоков + sysmon-поток материализуются лениво — на первом worker-bound spawn.

Следствия:

• Программа без spawn (hello-world) исполняется на одном главном потоке: 0 worker-потоков, 0 sysmon, даже если runtime.init вызван.
• runtime.worker_count() == 0 до первого spawn; runtime.maxprocs() возвращает целевое число с момента init.
• runtime.is_initialized() == true с момента init (armed), а не с момента материализации пула.

runtime.init — одноразовый тюнер:

• до материализации пула повторный init(m) — валидный re-tune целевого числа (последний выигрывает);
• после материализации init — диагностируемый no-op на stderr (не abort: существующий пул корректен и продолжает работать).

V1: на первом spawn поднимается весь пул maxprocs. Инкрементальный рост пула (полный Go-M-паритет) — followup.

Почему

• Нулевая цена для не-конкурентного кода: hello-world не платит за M:N-инфраструктуру. Паритет с Go (ленивый M) или лучше — у Go sysmon-поток живёт всегда.
• Готовит флип дефолта (Plan 83.2): когда M:N включится по умолчанию, ленивость гарантирует, что однопоточные программы не регрессируют по числу потоков.
• init-как-тюнер: явный init(n) остаётся опциональным override’ом числа worker’ов, но перестаёт быть «включателем».

Связь

• D136 — резолв числа worker’ов (explicit > NOVA_MAXPROCS > auto).
• Plan 83.1 Ф.4 — реализация; Ф.5 — thread-budget для nova test/bench.
• Plan 83.2 — флип M:N в дефолт.

D138. Default-on M:N runtime — production semantics (Plan 83.4.5.6 Ф.3, ACTIVE 2026-05-24)

✅ ACTIVE — semantic specification finalized; activation completed Plan 83.4.5.8 (2026-05-24). M:N runtime default-on в compiled binaries: nova_runtime_auto_arm() calls at main start (codegen emit_main_wrapper). Все 8 prerequisite fix’ов сошлись:

• Plan 83.4.1 park-with-predicate (D93 ASYNC close_cb).
• Plan 83.4.2 Ф.1+Ф.2 supervised_step worker-owned skip + per-fiber handler-snapshot save/restore.
• Plan 83.4.3 B5 cancel_requested atomic.
• Plan 83.4.5.1 cancel-wake-all + dispatch_ready re-queue.
• Plan 83.4.5.2 AsyncDetach production-grade + orphan-spawn tracking via _nova_orphan_scope.pending_remote.
• Plan 83.4.5.4 spawn-time handler-snapshot TLS capture.
• Plan 83.4.5.5 NOVA_NO_AUTOARM=1 escape hatch (cooperative-only tests).
• Plan 83.4.5.7 Ф.1 atomic fiber state machine (NovaSpawnCtxBase._nova_fiber_state + CAS guards mco_resume sites + idempotent wake CAS на parked flag + nova_runtime_shutdown ordering).
• Plan 83.4.5.8 nova_alloc_uncollectable для SpawnCtx + worker-side GC_free post mco_destroy (defeats Boehm GC race на Windows fiber arena ctx visibility).

Что

Compiled Nova-программы (Plan 83.2 flip) запускают M:N runtime по умолчанию — паритет с Go (GOMAXPROCS=NumCPU), tokio multi-thread runtime, Kotlin Dispatchers.Default. Hello-world без spawn не платит за worker-потоки (lazy pool), но любая supervised{spawn}/parallel for/detach автоматически распределяется на доступные ядра.

Правило

1. Default model. Compiled binary — armed M:N по умолчанию. nova run (интерпретатор) остаётся однопоточным.

2. Worker-count resolution (D136 паритет):

   • explicit runtime.init(n>0) побеждает;
   • иначе NOVA_MAXPROCS env var;
   • иначе uv_available_parallelism() (cgroup/affinity-aware). Клэмп [1, 1024].

3. Lazy worker pool (D137 паритет). Workers поднимаются на первом spawn; hello-world без spawn = 0 worker threads.

4. Escape hatch. Два режима:

   • NOVA_MAXPROCS=1 — один worker (deterministic single-thread под M:N machinery; полезно для precision-bench’ей).
   • NOVA_AUTOARM=0 — полный bootstrap mode (runtime never armed, spawn идёт через cooperative scope queue; полезно для tests, specifically проверяющих cooperative-only semantics). Plan 83.4.5.9 (2026-05-24): renamed из legacy NOVA_NO_AUTOARM=1 ради positive env-name convention (без двойного отрицания). Принимаются значения “0” / “false” / “no” / “n” / “f” (case-insensitive); unset либо “1” / “true” / другое → default (armed enabled).

5. Worker blocking ban. Worker НЕ делает блокирующую работу inline — все FFI / syscall’ы обязаны быть в blocking { … } (D50 §4; Plan 83.3 V1-контракт).

6. Spawn ordering — НЕ специфицирован (Go-паритет: “Spawn ordering: no guarantees”). Tests, опирающиеся на specific scheduler order, должны использовать set-equality assertions либо escape hatch NOVA_AUTOARM=0.

7. Cancellation — hierarchical через scope-tree (Plan 83.4.5.1 nova_scope_cancel_wake_all + cancel_all_pending dispatch_ready re-queue для SYNC slots; tokio CancellationToken.notify_waiters паритет). Token-tree cascade через linked[] (Plan 49). Atomic cancel_requested flag (Plan 83.4.3 B5).

8. Detach (D50 §3.1 amend, Plan 83.4.5.2) — fire-and-forget на worker pool через nova_runtime_spawn_orphan (Go go fn() / tokio::spawn без JoinHandle / Kotlin GlobalScope.launch паритет). LogAndDrop fail-handler. Sync через runtime.drain_orphans() (Go sync.WaitGroup.Wait analog).

9. Per-fiber state — handler-snapshot per fiber (Plan 83.4.2 Ф.2 worker save/restore + Plan 83.4.5.4 spawn-time TLS inheritance — Node AsyncLocalStorage.run, Kotlin CoroutineContext.Element auto-inherit паритет). Snapshot travels с fiber’ом cross-worker через work-stealing migration.

Почему

• Default-on M:N — production-grade ожидание для современного concurrent runtime’а. Все референсные runtimes (Go, tokio, Kotlin) default к multi-thread; user opt-out, не opt-in.
• Lazy pool — нулевая цена для не-конкурентных программ. Hello-world не платит за worker-потоки.
• Escape hatches (MAXPROCS=1, NO_AUTOARM=1) — для test-suite specific needs без compromising production default.
• Spawn ordering unspecified — позволяет work-stealing scheduler максимальную свободу для CPU-affinity / load-balancing.

Cross-runtime parity таблица

Связь

• D14 — fiber runtime фундамент.
• D50 §3.1 — detach semantic amend (AsyncDetach).
• D71 — bootstrap baseline.
• D80 — per-fiber handler scoping.
• D93 — park/wake D-block.
• D136 + D137 — worker resolution + lazy pool.
• Plan 83.2 — flip-default activation.
• Plan 83.4.5.6 — closure target.
• Plan 83.4.5.7 — multi-worker race fix (GATED dependency).

Acceptance

• Compiled binary без runtime.init() использует все CPU при fiber-нагрузке.
• Hello-world без spawn — 0 worker threads.
• NOVA_MAXPROCS=N env var корректно clamp’ит worker count.
• NOVA_NO_AUTOARM=1 env var полностью отключает auto-arm (bootstrap mode).
• 24 NEW regressions из Plan 83.4.5 Ф.0 enumeration все PASS под default-on M:N (после Plan 83.4.5.7 race fix).
• Speedup vs single-thread ≥3.0× на CPU-bound parallel_for (4 cores).

Статус

📋 DRAFT — спецификация intended behavior. Имплементация подготовлена (Plan 83.4.5.1-5 ✅). Activation в codegen-emit GATED на Plan 83.4.5.7 multi-worker double-resume race fix. После fix’а

• Plan 83.4.5.6 закроет roadmap Plan 83.

D167. Memory ordering & happens-before между fiber’ами

Статус: ✅ final (Plan 103.7, 2026-05-27). Реализован в Plan 103.1.

Что

MemOrdering enum (5 вариантов) экспонирует C11/GCC __ATOMIC_* ordering constants на Nova-уровне. Используется с fence() (Plan 103.1) и будущими atomic operations с explicit ordering (Plan 103.2+). Контракт happens-before между fiber’ами через paired Acquire/Release.

Типы: MemOrdering в std/runtime/sync — НЕ путать с prelude Ordering (three-way comparison: Less|Equal|Greater).

Варианты MemOrdering

Default ordering (Plan 103.2+ simple-overload методы): SeqCst — безопасно для всех use cases, переопределяется через _ordered overloads для perf-critical кода (design decision M1).

fence(MemOrdering) семантика

• fence(MemOrdering.Relaxed): no-op (валиден синтаксически, нет ordering-эффекта)
• fence(MemOrdering.Acquire): sequenced ordering point для последующих loads/stores
• fence(MemOrdering.Release): sequenced ordering point для предыдущих loads/stores
• fence(MemOrdering.AcqRel): combination
• fence(MemOrdering.SeqCst): total-order participation

Validation правила (compile-time, Plan 103.2+)

Validation — compile-time при literal ordering (типичный случай: MemOrdering.Acquire). Runtime-value ordering (let ord = pick()) → fallback runtime panic.

Memory model contract

Bootstrap-runtime (single-fiber, single-threaded fiber pool): All ordering variants are semantically equivalent — sequenced-before covers all. MemOrdering.Relaxed и MemOrdering.SeqCst имеют идентичные эффекты.

M:N runtime (Plan 23, Plan 83.x): Full C11 memory model via __atomic_* GCC/Clang builtins (cross-platform: Linux, macOS, Windows/Clang). Happens-before между fiber’ами через paired Acquire/Release.

Performance note: x86 имеет strong memory model (TSO); большинство ordering барьеров дёшевы (load-acquire ≈ plain load, SeqCst store ≈ MFENCE). ARM64 — более explicit барьеры (DMB LD/ST/ISH); Relaxed vs Acquire savings значительны для hot-path counters (~1-2ns per op).

Связи

• D14, D50 (fiber runtime) — D167 specifies memory model для D14 production-runtime
• D79 (Channels) — channel send/recv → implicit happens-before (Go-style); see D91/D94
• D138 (Default-on M:N) — производительность зависит от корректного ordering
• Plan 103.1 — реализация MemOrdering enum + fence(MemOrdering) + codegen helper
• Plan 103.2 — AtomicX.load(MemOrdering) / .store(v, MemOrdering) / RMW overloads
• Plan 103.7 — финальная редакция D167; D370 AI-first guidance для паттернов ordering
• D370 — decision tree: когда нужен explicit ordering vs SeqCst-default

D168. Sized atomic types — API contract (Plan 103.2)

Статус: ✅ final (Plan 103.7, 2026-05-27). Реализован в Plan 103.2.

Что

Nova предоставляет 12 sized atomic типов с детерминированной шириной:

Все типы являются value types в Nova, копируются по значению при передаче в функцию / возврате. Семантически — ячейки с атомарным доступом, не разделяемые reference-типы. Для разделения между fiber’ами — передавать mutable-ссылку или хранить в heap-структуре.

Правило

1. Матрица операций

Все 12 типов поддерживают следующие операции (обозначение: T — тип значения, Bool — bool, Int — int):

Примечание по AtomicPtr: хранит int (адрес GC-объекта как intptr_t). Арифметика не поддерживается (fetch_add нет). Typed generic form AtomicPtr[T] с GC-root integration — откладывается в Plan 103.9+.

2. MemOrdering-aware overloads

Каждая операция, принимающая MemOrdering, является overload к базовой операции без ordering-параметра. Обе формы — валидные публичные API:

ro a = AtomicI64.new(0)
a.store(42)                          // default: SeqCst
a.store(42, MemOrdering.Relaxed)     // explicit: Relaxed
ro v = a.load()                     // default: SeqCst
ro v2 = a.load(MemOrdering.Acquire) // explicit: Acquire

Default ordering = SeqCst для всех операций без явного параметра. Это максимально безопасный выбор; производительность при нужде оптимизируется явным указанием Relaxed/Acquire/Release.

Ограничения (из D167):

• load не принимает Release, AcqRel → CC error (undefined C call).
• store не принимает Acquire, AcqRel → CC error.
• Эти ограничения enforced через отсутствие соответствующих C-функций в sync_primitives.h — compiler error, не runtime.

3. Wraparound semantics (целочисленный overflow)

Все integer RMW операции используют модульную арифметику. Переполнение не вызывает panic, trap или UB — результат определён спецификацией:

// AtomicI8 range: -128..127
ro a = AtomicI8.new(127)
ro prev = a.fetch_add(1)    // prev = 127, a.load() = -128 (wraparound)

// AtomicU8 range: 0..255
ro b = AtomicU8.new(255)
ro prev2 = b.fetch_add(1)   // prev2 = 255, b.load() = 0 (wraparound)

Wraparound семантика идентична C uint8_t/int8_t unsigned/signed overflow согласно стандарту C11 _Atomic. Это согласовано с поведением Nova non-atomic integers (2’s complement, no-panic overflow — Plan 101 решение).

Почему не checked overflow: atomic increment с panic при overflow — бесполезен для counters, spinlocks, sequence numbers. Caller несёт ответственность за выбор ширины типа, достаточной для его диапазона.

4. AtomicPtr — proxy для GC-адресов

AtomicPtr хранит int (= intptr_t) как GC-безопасный адрес. Это не typed generic — Plan 103.7 вводит AtomicPtr[T] с proper GC-tracing.

V1 семантика (Plan 103.2):

• AtomicPtr.new(v int) — создать из raw int (адрес).
• AtomicPtr.null() — создать с значением 0 (null-адрес).
• load() → int — прочитать адрес как int.
• store(v int) — записать адрес.
• swap(v int) → int — атомарный обмен адресов.
• compare_exchange(expected int, desired int) → bool — CAS на адресах.
• Arithmetic (fetch_add) не поддерживается — AtomicPtr не счётчик.

GC safety V1: приложение несёт ответственность за то, что int-значение в AtomicPtr остаётся живым GC-объектом. V2 (Plan 103.9+): AtomicPtr[T] с типизированным GC-root — откладывается (typed generic в codegen non-trivial).

5. compare_exchange vs compare_exchange_weak

compare_exchange(expected, desired) — strong: гарантирует успех если *self == expected. На CISC (x86/x64) реализован через cmpxchg — no spurious failures.

compare_exchange_weak(expected, desired) — weak: может fail spuriously даже если *self == expected. На RISC (ARM, RISC-V) реализован через LL/SC; spurious fail = retry loop в caller. Более эффективен на ARM для retry loops:

// Правильный паттерн для weak CAS retry loop:
mut ok = false
while !ok {
    ro cur = a.load(MemOrdering.Relaxed)
    ok = a.compare_exchange_weak(cur, cur + 1, MemOrdering.Release)
}

На x86 compare_exchange_weak эквивалентен compare_exchange (нет LL/SC — no spurious fails). На ARM различие значительно.

Почему

1. 12 sized types вместо single Atomic[T] generic. Детерминированная ширина критична для lock-free алгоритмов (ABA-prevention через tagged pointer требует точной ширины слова). Generic Atomic[T] потребовал бы мономорфизацию на C-уровне; текущая реализация — 12 конкретных C-struct’ов, по одному на тип.

2. Default SeqCst + explicit ordering overloads. Большинство кода не нуждается в тонкой настройке ordering. SeqCst по умолчанию безопасен и корректен. Explicit overloads — escape hatch для performance-critical hot paths (счётчики, sequence numbers, SPSC queues).

3. Wraparound, не panic. Атомарные операции применяются в tight loops (fetch_add счётчики, sequence numbers). Panic при overflow сделал бы AtomicI8/U8 непригодными для cyclic counters. Поведение консистентно с Nova integer semantics.

4. AtomicPtr как int в V1. Typed AtomicPtr[T] требует GC root integration в codegen — это non-trivial и откладывается в Plan 103.9+. int-proxy достаточен для lock-free pointer swapping где объект удерживается через другую ссылку.

5. compare_exchange_weak — отдельная операция. На ARM разница ~30% на retry-heavy workloads. Наличие обеих форм позволяет писать переносимый код с оптимальными характеристиками.

Что отвергнуто

• Generic Atomic[T] вместо 12 конкретных типов. Требует мономорфизации на C-уровне, усложняет ExternalRegistry (нет arity-based dispatch по типу элемента). Отклонено в V1 (12 конкретных типов покрывают все стандартные use cases; generic форма как future plan если докажет ценность).

• Checked overflow для narrow types (AtomicI8). fetch_add на переполненном AtomicI8 → panic неожиданен для счётчиков. Wraparound — стандартная C11 семантика, консистентна с остальными Nova integers.

• Arity-based dispatch через Nova type system. Nova integer literals имеют тип nova_int (широкий), а typed atomic операции принимают int32_t/uint8_t — строгое type matching не работает. Решение (Plan 103.2): arity-based fallback в codegen (N vs N+1 параметров для default vs ordering overload) — финализировано.

• AtomicPtr.fetch_add(n) — pointer arithmetic. Небезопасно без bounds checking, противоречит Nova memory safety goals. Pointer arithmetic — отдельный unsafe-escaped API, не часть стандартного AtomicPtr.

• Единственный compare_exchange без weak variant. На ARM RISC-V LL/SC реализует CAS; weak variant существенно эффективнее для retry loops. Обе формы — часть стандартного C11 atomic API.

Связь

• D167 — ordering semantics, MemOrdering variants + запреты для load/store.
• D26 — prelude numeric types (int, uint, bool, u8..u64 и т.д.).
• D50 — fiber concurrency model; atomic ops — примитив координации между fiber’ами.
• D138 — production M:N runtime; атомарные операции используются внутри scheduler’а.
• Plan 103.1 — MemOrdering enum + fence(MemOrdering) + nova_mo_c() codegen helper.
• Plan 103.7 — D168 финальная редакция (это plan).
• D370 — AI-first guidance: counter/swap/CAS паттерны выбора atomic типа.
• Plan 103.9+ — AtomicPtr[T] typed generic с GC-root integration (deferred).

Реализация (Plan 103.2, 2026-05-25)

• std/runtime/sync.nv: 12 типов объявлены как external type AtomicX с полным набором external fn объявлений.
• compiler-codegen/nova_rt/sync_primitives.h: C реализация через __atomic_* GCC/Clang builtins. Nova_AtomicX = struct с одним полем. nova_mo_c() helper конвертирует Nova_MemOrdering* tag в __ATOMIC_* константу.
• compiler-codegen/src/codegen/emit_c.rs:
  • ExternalRegistry last_param_suffix logic для overload disambiguation.
  • ExternalRegistry → method_overloads registration (multi-overload dispatch).
  • Arity-based fallback: когда strict type matching fails и все кандидаты is_external — arity alone disambiguates (N vs N+1 параметров).
  • Все 12 типов добавлены в BUILTIN_RUNTIME_TYPES.

Эволюция

D168 введён как draft (Plan 103.2, 2026-05-25). Финализирован в Plan 103.7.

Backward compatibility note: AtomicInt — deprecated alias на AtomicI64 (если существовал в pre-103.2 code). Все новые коды должны использовать AtomicI64 напрямую.

Отложено в Plan 103.9+:

• AtomicPtr[T] typed generic с GC root integration.
• Lint W_NARROW_ATOMIC_OVERFLOW_RISK для подозрительного использования narrow types (AtomicI8/U8) с большими константами.
• ARM CI validation для compare_exchange_weak spurious-fail paths.

D171. Once / OnceCell / Lazy — single-initialization primitives (Plan 103.5)

Статус: ✅ final (Plan 103.7, 2026-05-27). Реализован в Plan 103.5. V2 API hygiene — Plan 103.9.

Что

Nova предоставляет три single-initialization примитива для координации одноразовой инициализации между fiber’ами:

Все три типа являются value types в Nova, передаются по reference внутри fiber-арены (через mutable param или heap-структуру). Семантически — shared state с гарантией exactly-once init при произвольной concurrency.

Правило

1. OnceState — публичный sum-type

type OnceState =
    | Fresh       // init ещё не начат
    | Running     // init выполняется (другим fiber'ом)
    | Done        // init успешно завершён
    | Poisoned    // init panicked — все последующие операции re-throw

Tag-значения зафиксированы (Fresh=0, Running=1, Done=2, Poisoned=3) для координации с C runtime (Nova_OnceState_Tag в sync_primitives.h).

2. Once API

type Once

namespace Once {
    fn new() -> Once

    /// Выполняет body ровно один раз. Subsequent calls — no-op (DONE)
    /// или re-throw (POISONED).
    /// Concurrent callers: park (fiber) / spin (non-fiber) до завершения runner'а.
    /// Запрещён в realtime context (E_REALTIME_VIOLATION).
    fn call_once(self, body: () -> ()) throws Fail

    /// Heap-allocated snapshot текущего состояния (для match / introspection).
    fn state(self) -> OnceState

    /// true ⟺ state == Done. False для Fresh, Running, Poisoned.
    fn is_completed(self) -> bool

    /// DEPRECATED (W_ONCE_RUN_DONE_DEPRECATED): use call_once.
    /// run() возвращает true ровно одному вызывающему (становится runner'ом).
    /// done() требует matching run()==true иначе runtime panic.
    fn run(self) -> bool          // deprecated
    fn done(self)                 // deprecated, throws Fail if state != Running
}

Poison semantics: если body в call_once panic’ует (через Fail effect или nova_throw), Once переходит в Poisoned permanently. Все waiting fiber’ы просыпаются и re-throw тот же panic message. Все subsequent call_once тоже re-throw. Восстановление невозможно — Once одноразовый.

3. OnceCell[T] API

type OnceCell[T]

namespace OnceCell {
    fn new[T]() -> OnceCell[T]

    /// None если init ещё не выполнен; Some(value) если выполнен.
    fn get[T](self) -> Option[T]

    /// Idempotent set. Возвращает true если значение было установлено первым
    /// (winner); false если кто-то другой уже выполнил set/get_or_init.
    fn set[T](self, v: T) -> bool

    /// Если значение уже есть — вернуть его. Иначе выполнить body ровно один
    /// раз, сохранить результат и вернуть. Re-entrant guard: рекурсивный
    /// вызов get_or_init из тела body → runtime panic (deadlock-prevention).
    /// Запрещён в realtime context.
    fn get_or_init[T](self, body: () -> T) -> T throws Fail

    /// Извлечь значение и сбросить состояние в Fresh. Возвращает Some(v) если
    /// было Done; None для Fresh/Running. Poisoned cells остаются Poisoned.
    /// Не-atomic относительно concurrent get_or_init — caller отвечает за
    /// внешнюю синхронизацию.
    fn take[T](self) -> Option[T]
}

Poison & retry: в отличие от Once, panic в body функции get_or_init не делает cell terminally poisoned в V1. Состояние возвращается в Fresh, позволяя retry. Plan 103.9 пересмотрит poison semantics на основе real-world usage (возможно введение Poisoned варианта с явным recover()).

Re-entrant guard: если внутри body, переданного в get_or_init, происходит рекурсивный вызов cell.get_or_init на том же cell — runtime panic с message “OnceCell.get_or_init: recursive initialization”. Это deadlock-prevention, не семантическая ошибка ленивой инициализации.

4. Lazy[T] API

type Lazy[T]

namespace Lazy {
    /// Сохраняет init closure для отложенного вызова. Не выполняет body.
    fn new[T](init: () -> T) -> Lazy[T]

    /// При первом вызове — выполнить init body, сохранить значение,
    /// вернуть. Subsequent calls — вернуть кэшированное значение.
    /// Panic в body → Poisoned (terminal); все subsequent force() re-throw.
    /// Запрещён в realtime context.
    fn force[T](self) -> T throws Fail

    /// true ⟺ force() уже завершён успешно.
    fn is_forced[T](self) -> bool
}

Poison semantics: в отличие от OnceCell.get_or_init (retry-on-panic), Lazy.force имеет terminal Poisoned state. Panic в init closure → все subsequent force() re-throw тот же message. Восстановление невозможно. Различие мотивировано тем, что init closure хранится в самом Lazy и не может быть заменён — retry с тем же body даст тот же panic.

5. Memory ordering (D167 contract)

Все три примитива гарантируют Acquire/Release ordering между init body и последующими read’ами:

• Завершение init body happens-before любого get() / force() / is_completed(), возвращающего успешный результат.
• Запись result-значения (OnceCell.value, Lazy.value) использует __ATOMIC_RELEASE; fast-path read — __ATOMIC_ACQUIRE.
• Состояния (Done, Poisoned, has_value) публикуются через __atomic_store_n(..., __ATOMIC_RELEASE) и читаются через __atomic_load_n(..., __ATOMIC_ACQUIRE).

Это гарантирует data-race-free доступ к закэшированному значению без дополнительной синхронизации со стороны caller’а.

6. Realtime context forbidden

Once.call_once, OnceCell.get_or_init, Lazy.force могут заблокировать вызывающий fiber (park до завершения runner’а). Это противоречит realtime гарантиям (bounded execution time), поэтому:

fn realtime_handler() with Realtime {
    ro v = lazy.force()       // CC error: E_REALTIME_VIOLATION
    once.call_once { ... }     // CC error: E_REALTIME_VIOLATION
    cell.get_or_init { 42 }    // CC error: E_REALTIME_VIOLATION
}

Проверка выполняется в emit_c.rs через in_realtime флаг (D87 effect-aware codegen). get(), set(), is_completed(), is_forced(), take(), state() — разрешены (lock-free fast paths).

Почему

1. Три отдельных типа, не один. Once без значения дешевле OnceCell[T] когда нужен только гейт (lazy-init глобального ресурса без возврата значения). Lazy[T] удобнее OnceCell[T] + get_or_init когда init body известен в конструкторе. Three-tier API покрывает все стандартные use cases без overhead.

2. OnceState public sum-type. Pattern matching (match once.state() { Done => ..., Poisoned => ... }) — идиоматичный Nova-стиль для introspection. Отдельные предикаты (is_completed, is_forced) — для fast-path checks без аллокации.

3. Poison terminal в Once/Lazy, retry в OnceCell. В Once и Lazy init body фиксирован (Once: каждый вызов передаёт свой body, но первый panic poisonит для всех; Lazy: один body хранится в конструкторе) — retry даст тот же panic. В OnceCell body передаётся каждый раз → retry с другим body осмыслен. V1 поведение; Plan 103.9 пересмотрит на основе real-world usage.

4. Re-entrant guard вместо deadlock. Рекурсивный get_or_init без guard’а = вечный self-park. Panic с понятным message > undebuggable hang.

5. Acquire/Release explicit. SeqCst было бы избыточно (init publishes only once). Acquire/Release достаточен для happens-before между init и read, с меньшим overhead на ARM (no LDAR-after-DMB-ISH).

6. Realtime forbidden, не silent slow. call_once может park’нуть fiber на произвольное время (зависит от length init body другого fiber’а). В realtime context это violation contract’а; CC error лучше, чем missed deadline в production.

Что отвергнуто

• Single generic Once[T] instead of Once + OnceCell + Lazy. Усложняет API (Once[()] для unit-case ugly), и Lazy[T] всё равно требуется как syntactic sugar поверх stored init. Three разных типа = ясный intent.

• OnceCell poison terminal (как Lazy). Усложняет retry-after-recover паттерн; V1 retry-on-panic совместим с traditional lazy_static semantics в других языках. Если окажется опасно — Plan 103.9 добавит poison_mode параметр в new().

• Lock-free OnceCell через CAS-only. Реализация через state enum + mutex + waker list проще и подходит для M:N scheduler’а с park/wake. CAS-only сложнее (ABA-prevention для waker list) и не быстрее когда init body длинный. Может быть пересмотрено если профилирование покажет.

• AtomicOnceCell для primitives. Специализированная версия для int/bool/f64 без mutex (через 2-word CAS). Избыточно для V1 — общая реализация с mutex достаточно быстра для типичных use cases (init выполняется один раз, дальше — lock-free fast path read).

• OnceCell.set_if_absent / swap. Лишние операции; set + take + get_or_init покрывают все use cases. Минимальный API легче эволюционировать.

Связи

• D50 — fiber model; Once/OnceCell/Lazy используются для lazy-init shared state между fibers.
• D87 — in_realtime flag в codegen; основа для E_REALTIME_VIOLATION проверок.
• D167 — MemOrdering enum; Acquire/Release константы из этого D-block’а.
• D168 — sized atomics; внутренние state-поля Once/OnceCell/Lazy реализованы через __atomic_*.
• Plan 103.5 — реализация Once hardening + OnceCell + Lazy.
• D370 — AI-first guidance: выбор Once/OnceCell/Lazy по паттерну; decision tree.
• Plan 103.9 — V2 API hygiene pass: возможно удаление run/done, пересмотр OnceCell poison semantics.

Реализация (Plan 103.5, 2026-05-26)

• std/runtime/sync.nv:

  • external type Once + методы (call_once, is_completed, state, deprecated run/done).
  • external type OnceCell[T] + методы (new, get, set, get_or_init, take).
  • external type Lazy[T] + методы (new, force, is_forced).
  • type OnceState = | Fresh | Running | Done | Poisoned (declared in Nova).

• compiler-codegen/nova_rt/sync_primitives.h:

  • Nova_Once struct + Nova_Once_method_call_once/is_completed/state + deprecated run/done.
  • Nova_OnceState typedef + 4 constructor функций (nova_make_OnceState_*).
  • Nova_Once_method_done использует unconditional state check через Nova_Fail_fail + nova_throw (fix: NOVA_SYNC_ASSERT — no-op в Dev builds).

• compiler-codegen/src/codegen/emit_c.rs:

  • emit_oncecell_instance(mangled, t_cty) — мономорфизирует OnceCell[T] per instantiation (struct + 5 методов).
  • emit_lazy_instance(mangled, t_cty) — мономорфизирует Lazy[T] per instantiation (struct + 2 методов; stored init closure).
  • in_realtime флаг + E_REALTIME_VIOLATION для call_once/get_or_init/force.
  • W_ONCE_RUN_DONE_DEPRECATED warning при использовании run/done.
  • "OnceState" добавлен в RUNTIME_DEFINED_TYPES (skip emit_sum_type).

• 20 тестов в nova_tests/plan103_5/: 11 positive + 3 negative + 2 property

  • 1 stress (16 fibers × 100 calls). All PASS.

Эволюция

D171 введён как draft (Plan 103.5, 2026-05-26). Финализирован в Plan 103.7.

D370 (этот plan) содержит AI-first guidance для init-pattern выбора (Once vs OnceCell vs Lazy) — см. decision tree «exactly-once init» branch.

Отложено в Plan 103.9 (API hygiene pass):

• Удаление deprecated run/done (после миграционного периода).
• Пересмотр OnceCell poison semantics на основе real-world usage.
• Возможный typed-poison API (recover() throws PoisonMsg).

D169. Mutex / RwLock / ReentrantMutex family (Plan 103.3)

Статус: ✅ final (Plan 103.7, 2026-05-27). Реализован в Plan 103.3. V2 consume guards — Plan 103.9.

Что

Nova предоставляет три fiber-aware locking примитива:

Все три типа — value types в Nova, передаются через mutable-ссылку или heap-структуру внутри fiber-арены. Семантически это blocking coordination primitives: вызов lock() / read() / write() при наличии contention приостанавливает fiber (через nova_sched_park_with_unlock), не блокирует OS thread.

Правило

1. Mutex API

module runtime.sync

/// Fair FIFO fiber-aware mutex. NOT reentrant.
/// lock() при contention: park fiber (не блокирует OS thread).
#stable(since = "0.1")
export external fn Mutex.new() -> Self

/// Unfair (LIFO-leaning) opt-in: лучший throughput на высоком contention,
/// возможна starvation. Использовать только после benchmark.
#stable(since = "0.1")
export external fn Mutex.new_unfair() -> Self

#stable(since = "0.1")
export external fn Mutex mut @lock()
#stable(since = "0.1")
export external fn Mutex mut @unlock()
#stable(since = "0.1")
export external fn Mutex mut @try_lock() -> bool

/// Попытаться получить lock в течение timeout.
/// true — acquired; false — timeout истёк.
/// Использует libuv uv_timer_t (Plan 22 / Plan 103.3 pattern).
#stable(since = "0.1")
export external fn Mutex mut @try_lock_for(timeout Duration) -> bool

/// Best-effort observability. НЕ atomic test-and-set — может гонка.
#stable(since = "0.1")
export external fn Mutex @is_locked() -> bool

/// PREFERRED V1 PATTERN. Closure-form: lock + defer unlock.
/// Unlock выполняется даже при panic в body.
/// V2 (Plan 103.9): тонкая обёртка над MutexGuard consume — без breaking change.
#stable(since = "0.1")
export fn Mutex mut @with_lock[R](body fn() -> R) -> R {
    self.lock()
    defer self.unlock()
    body()
}

Unlock invariant: unlock() без предшествующего lock() — unconditional runtime panic (через Nova_Fail_fail + nova_throw), не зависит от build mode.

2. RwLock API

/// Fiber-aware reader-writer lock. Writer-priority default (M7):
/// новый writer блокирует новых читателей → no writer starvation.
#stable(since = "0.1")
export external fn RwLock.new() -> Self

/// Reader-priority opt-in: читатели не блокируются ожидающим writer'ом.
/// Риск: writer starvation на read-heavy workloads.
#stable(since = "0.1")
export external fn RwLock.new_reader_priority() -> Self

#stable(since = "0.1")
export external fn RwLock mut @read()
#stable(since = "0.1")
export external fn RwLock mut @read_unlock()
#stable(since = "0.1")
export external fn RwLock mut @try_read() -> bool
#stable(since = "0.1")
export external fn RwLock mut @try_read_for(timeout Duration) -> bool

#stable(since = "0.1")
export external fn RwLock mut @write()
#stable(since = "0.1")
export external fn RwLock mut @write_unlock()
#stable(since = "0.1")
export external fn RwLock mut @try_write() -> bool
#stable(since = "0.1")
export external fn RwLock mut @try_write_for(timeout Duration) -> bool

/// best-effort снимок (не синхронизирован с reader_count)
#stable(since = "0.1")
export external fn RwLock @reader_count() -> int
#stable(since = "0.1")
export external fn RwLock @is_write_locked() -> bool

#stable(since = "0.1")
export fn RwLock mut @with_read[R](body fn() -> R) -> R {
    self.read()
    defer self.read_unlock()
    body()
}
#stable(since = "0.1")
export fn RwLock mut @with_write[R](body fn() -> R) -> R {
    self.write()
    defer self.write_unlock()
    body()
}

Writer-priority алгоритм (default):

• read(): если write_locked || write_waiting → park reader; иначе incr reader_count.
• write(): set write_waiting=true; ждать reader_count=0 && !write_locked → set write_locked=true.
• write_unlock(): write_locked=false; если есть ожидающие writers → разбудить одного; иначе → разбудить всех readers.

Unlock invariants: read_unlock() без read(), write_unlock() без write(), и read_unlock() после write() — unconditional runtime panic.

3. ReentrantMutex API

/// Reentrant mutex: один fiber может lock() несколько раз без deadlock.
/// Unlock требует соответствующего количества unlock() от того же fiber'а.
///
/// Use case: legacy migration, callbacks-into-locked-context.
/// Recommended default: обычный Mutex (deadlock-detection на ранней стадии).
///
/// Взаимодействие с Condvar (Plan 103.4): Condvar.wait() освобождает ВСЕ
/// уровни lock (count → 0); пробуждение re-acquires с count = 1.
/// Исходная глубина рекурсии НЕ восстанавливается.
/// Диагностика: W_REENTRANT_CONDVAR_RECOMMEND при mix.
#stable(since = "0.1")
export external fn ReentrantMutex.new() -> Self

#stable(since = "0.1")
export external fn ReentrantMutex mut @lock()
#stable(since = "0.1")
export external fn ReentrantMutex mut @unlock()
#stable(since = "0.1")
export external fn ReentrantMutex mut @try_lock() -> bool
#stable(since = "0.1")
export external fn ReentrantMutex mut @try_lock_for(timeout Duration) -> bool

/// Глубина рекурсии для текущего fiber'а; 0 если не locked этим fiber'ом.
#stable(since = "0.1")
export external fn ReentrantMutex @lock_count() -> int

#stable(since = "0.1")
export fn ReentrantMutex mut @with_lock[R](body fn() -> R) -> R {
    self.lock()
    defer self.unlock()
    body()
}

Owner tracking: owner_coro = mco_running() (thread-local mco_coro* из minicoro.h). NULL на main thread или вне mco_resume. Уникален на всём протяжении жизни fiber’а (не переиспользуется пока mutex locked).

Unlock invariant: unlock() не от owner fiber → unconditional runtime panic.

4. C runtime layer

Все три типа аллоцируются через nova_alloc_uncollectable (Boehm GC_malloc_uncollectable):

static inline Nova_Mutex* Nova_Mutex_static_new(void) {
    Nova_Mutex* m = (Nova_Mutex*)nova_alloc_uncollectable(sizeof(Nova_Mutex));
    ...
}

Причина: на Windows под M:N runtime первый supervised{spawn{}} вызывает _ensure_materialized() → nova_scope_grow (7× nova_alloc) → Boehm GC может не видеть pointer на sync primitive, хранящийся на стеке main thread’а, и произвести premature collection. GC_malloc_uncollectable полностью исключает эту проблему (объект не собирается GC, но сканируется на interior pointers).

Plan 151 (2026-06-13) — КОРНЕВОЙ фикс той же проблемы. GC_malloc_uncollectable выше защищает ТОЛЬКО sync-примитивы; произвольные heap-объекты на main-стеке (напр. замыкание body в supervised{spawn{ ro r = body() }}) оставались уязвимы — при ≥4 worker’ах GC во время _materialize_pool (до создания ленивой main-арены) не видел main-стек → premature collect → closure->fn = 0 → worker зовёт NULL → RIP=0 (маскируется под «fiber stack overflow in slot 0»; диагностика — docs/debugging-races.md §2.1.1). Фикс (nova_rt/fiber_arena_win.c): main-thread NT_TIB.StackBase фиксируется ДО создания worker-пула (nova_fiber_arena_set_main_stack, зовётся из _materialize_pool); его committed-only регион (MEM_COMMIT && !PAGE_GUARD && !PAGE_NOACCESS) пушится в GC push_other_roots-колбэк. Обобщает решение на ВСЕ main-stack-rooted объекты; GC_malloc_uncollectable для sync-примитивов остаётся как defense-in-depth. Инвариант (M:N): каждый root-bearing native-стек (main + worker- арены) ДОЛЖЕН сканироваться GC до любого STW. Дискриминаторы GC-collect-vs-overflow: GC_DONT_GC=1 чинит; NOVA_FIBER_STACK=64MB не помогает; MAXPROCS≤3 pass / ≥4 fail. Будущий hardening — единый global stack-registry ([M-mn-gc-root-unified-stack-registry], → Plan 144).

5. Realtime context ban

Методы lock() / read() / write() и try_lock_for / try_read_for / try_write_for — запрещены в realtime { } блоках (Plan 103.6): они могут park fiber, нарушая realtime-гарантию. try_lock() / try_read() / try_write() без timeout разрешены (no park, return bool немедленно).

Диагностика: E_REALTIME_VIOLATION (compile-time).

Отвергнутые альтернативы

Связь

• D50 — supervised, spawn; Mutex park работает внутри supervised-дерева.
• D138 — M:N runtime; uncollectable alloc fix специфичен для M:N + Windows Boehm.
• D168 — AtomicI32 для reader_count; AtomicBool для write_locked.
• D171 — аналогичный паттерн uncollectable alloc для sync primitive structs.
• Plan 103.4 — Condvar tied to Mutex; W_REENTRANT_CONDVAR_RECOMMEND.
• Plan 103.6 — realtime { } ban на park-ing methods.
• Plan 103.7 — D169 final closure.
• Plan 103.9 — V2: MutexGuard consume; with_lock(fn) → non-breaking migration path.

Эволюция

D169 введён как draft (Plan 103.3, 2026-05-26). Финализирован в Plan 103.7.

D370 (этот plan) содержит AI-first guidance: выбор Mutex vs RwLock vs ReentrantMutex по паттерну — см. decision tree «exclusive access» branch + canonical patterns 3 (producer-consumer) и 4 (read-heavy snapshot).

Отложено в Plan 103.9 (V2):

• MutexGuard consume заменяет lock()/unlock() как primary API.
• with_lock(fn) становится thin wrapper над guard — user code не меняется.
• W_REENTRANT_CONDVAR_RECOMMEND переходит в E_REENTRANT_CONDVAR_ERROR если статически выявимо (Plan 103.4 + checker).

D170. Coordination primitives — Semaphore / Barrier / CountDownLatch / Condvar (Plan 103.4)

Статус: ✅ final (Plan 103.7, 2026-05-27). Реализован в Plan 103.4. V2 consume guards — Plan 103.9.

Контекст

После D169 (Mutex/RwLock/ReentrantMutex), std.runtime.sync содержит lock-family. Coordination patterns (bounded concurrency, N-party rendezvous, one-shot signal, “wait until predicate”) требуют отдельные примитивы. D170 закрывает industry gap vs Go (только channels), Rust (std::sync::Barrier + tokio Semaphore), Java (полный набор), Kotlin (только Semaphore).

API surface

Semaphore — bounded counting permits (M11)

type Semaphore  /* opaque */

fn Semaphore.new(permits int) -> Self     /* permits >= 0 */
fn Semaphore mut @acquire()                /* parks until permit available */
fn Semaphore mut @release()                /* incr permits, wake FIFO head */
fn Semaphore mut @try_acquire() -> bool
fn Semaphore mut @try_acquire_for(timeout Duration) -> bool
fn Semaphore mut @acquire_n(n int)         /* batch */
fn Semaphore mut @release_n(n int)
fn Semaphore @available_permits() -> int   /* best-effort */
fn Semaphore mut @with_permit[R](body fn() -> R) -> R  /* M15 V1 helper */

Семантика:

• Bounded: initial permits = upper bound; release() past initial → permits растёт (Java behavior; W_SEMAPHORE_OVER_RELEASE lint опционально в V2).
• Fair FIFO (M6 consistency с Mutex default). Unfair вариант — не V1.
• Negative init permits → runtime panic.
• with_permit(fn) — preferred V1 pattern (M15); V2 → Permit consume guard (Plan 103.9).
• acquire/acquire_n/try_acquire_for/with_permit — park-ing methods, banned в realtime { } (Plan 103.6 enforcement; M12).

Barrier — reusable N-party rendezvous (CyclicBarrier-style)

type Barrier  /* opaque */

fn Barrier.new(parties int) -> Self                    /* parties >= 1 */
fn Barrier mut @wait() -> int                          /* arrival index 0..parties-1 */
fn Barrier mut @wait_with_action(action fn() -> ()) -> int
fn Barrier mut @wait_for(timeout Duration) -> Option[int]
fn Barrier @is_broken() -> bool
fn Barrier mut @reset()

Семантика:

• Reusable cyclic: после того как parties fibers вызвали wait(), счётчик атомарно сбрасывается, generation++; следующий round начинается.
• Arrival index: last-arrival fiber получает parties-1 (может выполнить action если использован wait_with_action).
• wait_with_action(action): action выполняется last-arrival fiber’ом ВНУТРИ барьера; остальные waiters wake только после завершения action.
• wait_for(timeout): возврат None ⇒ barrier broken (все текущие waiters released с broken=true).
• broken state: если any fiber в barrier interrupted/cancelled/timed out → barrier broken; все waiters просыпаются и видят broken. reset() сбрасывает broken и начинает новый round.
• Barrier.new(0) → runtime panic (parties >= 1).
• wait/wait_with_action/wait_for — park-ing, banned в realtime { }.

CountDownLatch — one-shot signal (Java-style)

type CountDownLatch  /* opaque */

fn CountDownLatch.new(count int) -> Self           /* count > 0 */
fn CountDownLatch mut @count_down()                /* saturating: count==0 -> no-op */
fn CountDownLatch mut @count_down_n(n int)         /* batch saturating */
fn CountDownLatch @await()                         /* park until count == 0 */
fn CountDownLatch @try_await() -> bool
fn CountDownLatch @try_await_for(timeout Duration) -> bool
fn CountDownLatch @current_count() -> int          /* best-effort */

Семантика:

• Immutable initial count (safer than WaitGroup, который позволяет add() после wait() → race risk).
• count_down() saturating: вызов когда count == 0 — no-op (НЕ panic); Java parity.
• count_down_n(n): n <= 0 → no-op; n > current count → saturates на 0.
• CountDownLatch.new(0) → runtime panic (count > 0).
• await/try_await_for — park-ing, banned в realtime { }.

Condvar — condition variable tied to Mutex (M10)

type Condvar  /* opaque */
type WaitResult { Notified | TimedOut }

fn Condvar.new() -> Self

/* Mutex overload (primary): */
fn Condvar @wait(m mut Mutex)
fn Condvar @wait_for(m mut Mutex, timeout Duration) -> WaitResult
fn Condvar @wait_until(m mut Mutex, predicate fn() -> bool)

/* ReentrantMutex overload (Java-pitfall-aware): */
fn Condvar @wait(m mut ReentrantMutex)

fn Condvar mut @notify_one()        /* wake FIFO head */
fn Condvar mut @notify_all()        /* wake all FIFO order */

Семантика:

• Tied to Mutex (M10): wait требует уже-locked mutex (precondition runtime- enforced unconditional throw, не debug-assert). Mutex освобождается атомарно с парковкой (park_with_unlock pattern); re-acquired на wake.
• Spurious wakeup contract: wait() может вернуться без notify (scheduler rebalance, M:N migration). Caller обязан использовать predicate loop или wait_until(m, predicate) helper.
• wait_for(m, timeout) -> WaitResult { Notified | TimedOut }: typed возврат, не bool — лучше Rust Result API.
• ReentrantMutex overload: wait освобождает ВЕСЬ recursive lock_count (count -> 0). На wake re-acquired как count=1 (НЕ restored original count — Java pitfall: восстановление count может deadlock’нуть). Caller осведомлён через W_REENTRANT_CONDVAR_RECOMMEND lint (type-checker hook когда inferred тип = ReentrantMutex).
• FIFO wake order: notify_one() wakes oldest waiter (fair); notify_all() wakes all в порядке регистрации.
• wait/wait_for/wait_until — park-ing, banned в realtime { }.

Дизайн-решения

• M10 (Condvar tied to Mutex): type-safer чем Java Condition (loosely tied к Lock). Compiler-enforced связь through API signature.
• M11 (bounded Semaphore): unbounded counting — отдельная concept, для этого use AtomicI32 напрямую (D168). Dedicated unbounded type — over-engineering.
• M15 (with_permit / with_lock — V1 helpers; consume guards — V2): with_permit(fn) consistent с Mutex.with_lock(fn) — closure-based scoping ergonomic для V1. V2 (Plan 103.9) добавляет Permit consume guard (RAII-style); with_permit остаётся как thin wrapper, user code не меняется.
• No Phaser: Java’s Phaser over-engineered (dynamic party count, multi- phase advancement). Barrier + WaitGroup покрывают realistic use cases.
• No writer-priority Condvar: Rust parking_lot::Condvar имеет notify_one_writer semantics — отложено в V2 если запрос.
• No Barrier.cyclic_action через closure-with-effects (V1): action runs inline в last-arrival fiber как fn() -> (). Effect-typed action — V2.

Запреты / соглашения

• realtime { } ban: все park-ing methods (Semaphore.acquire, Barrier.wait, CountDownLatch.await, Condvar.wait) banned внутри realtime { } блока (Plan 103.6 type-checker enforcement; M12).
• Condvar.wait(reentrant_mutex) warning: W_REENTRANT_CONDVAR_RECOMMEND — рекомендует regular Mutex (Java pitfall preempted by design).
• Stability: #stable(since = "0.1") на всё.

Реализация

• Runtime: compiler-codegen/nova_rt/sync_semaphore.h, sync_barrier.h, sync_countdown_latch.h, sync_condvar.h — per-primitive header files (отдельные от sync_primitives.h).
• GC race fix: nova_alloc_uncollectable для all four static_new() (Plan 103.3 D169 pattern — Boehm misses pointer на main stack под M:N).
• FIFO waiter lists: doubly-linked, stack-allocated waiter nodes (WaitGroup precedent); dequeue под inner mutex.
• Condvar park_with_unlock: combined callback releases cv->mu AND user mutex atomically после yield (lost-wakeup fix).
• Memory ordering: __ATOMIC_SEQ_CST для parked[slot] store (Plan 83.10.2 + Plan 103.4 Ф.2 fix — __ATOMIC_RELEASE на x86 компилируется в plain MOV без fence → store buffer не flush’ит).
• Build: sync_primitives.h includes sync_<primitive>.h (alphabetical parallel-merge markers — Plan 103.4 parallel agent split).

Тестовое покрытие

nova_tests/plan103_4/ — 25 tests:

• Semaphore (7): bounded_concurrency, batch_n, try_acquire_for_timeout, with_permit_panic_safety, no_overcommit_prop, release_more_than_acquired_neg, negative_init_permits_neg.
• Barrier (5): n_party_rendezvous, cyclic_reusable, wait_with_action, all_or_none_prop, zero_parties_neg.
• CountDownLatch (4): one_shot_signal, count_down_n, count_down_at_zero_neg, init_zero_or_negative_neg.
• Condvar (9): notify_one, notify_all, wait_for_timeout, wait_until_predicate, producer_consumer, no_lost_wakeup_prop, wait_without_lock_neg, in_realtime_neg (TODO Plan 103.6), with_reentrant_warn.

Связь

• D168 — sized atomic types (используются internal для counters).
• D169 — Mutex/RwLock/ReentrantMutex (required для Condvar).
• Plan 22 — Duration
  • libuv timer (для *_for timeouts).
• Plan 47 — cancel-token propagation through wait methods (V2 cancel integration).
• Plan 103.6 — realtime { } ban enforcement.
• Plan 103.7 — D170 final closure.
• Plan 103.9 — V2: Permit consume для Semaphore.

Эволюция

D170 введён как draft (Plan 103.4, 2026-05-27). Финализирован в Plan 103.7.

D370 (этот plan) содержит AI-first guidance: rate-limited workers (Semaphore), N-party rendezvous (Barrier/CountDownLatch), wait-until-predicate (Condvar) — см. canonical patterns 3 и 5 + decision tree lower branches.

Отложено в Plan 103.9 (V2):

• Permit consume guard заменяет acquire()/release() как primary API для Semaphore.
• with_permit(fn) остаётся thin wrapper над guard.
• Barrier/CountDownLatch/Condvar — НЕ мигрируются на consume guards (M16: stateless по природе).

D172. #realtime / #blocking attribute-only model + sync-class annotations (Plan 103.6, amended Plan 113)

Статус: ✅ final (Plan 103.7, 2026-05-27). Amended by Plan 113 (2026-05-29): block-forms removed, #realtime_safe → #realtime, #blocking fn replaces blocking { }. V2 inference — Plan 103.8.

Что

Plan 113 (2026-05-29) — attribute-only simplification. Две исходных формы заменены единым механизмом — attribute на функции:

• #realtime fn — callee guarantee: тело fn может вызывать только другие #realtime fns/primitives. GC-pause-free, scheduler-interaction-free. Caller unrestricted — любая fn свободно вызывает #realtime fn. До Plan 113: realtime { } block (D64 — retracted) и #realtime_safe SyncClass.
• #blocking fn — runtime threadpool offload: вся fn выполняется на libuv threadpool worker, fiber паркуется до завершения. До Plan 113: blocking { } block (D50 §4, Plan 83.3).

Аналогия (Plan 113): #realtime — как C++ constexpr: вызываема из runtime-кода, но внутри только constexpr/realtime ops. Callee guarantee, не caller constraint.

Исходные execution-context блоки (до Plan 113):

• realtime { } (D64) — (retracted, Plan 113) заменён на #realtime fn.
• blocking { } (D50 §4, Plan 83.3) — (retracted, Plan 113) заменён на #blocking fn.

Проблема (до Plan 103.6)

Enforcement realtime/blocking-ограничений был hardcoded в emit_c.rs:

// До Plan 103.6 (hardcoded match-список)
fn is_realtime_blocking(recv: &str, method: &str) -> bool {
    matches!((recv, method),
        ("Mutex", "lock") | ("Mutex", "wait") | ("RwLock", "read") | ...)
}

Проблемы:

1. Список не синхронизирован с реальной реализацией sync-примитивов.
2. Добавление нового примитива требует патча compiler (не spec.nv).
3. Нет различия между #parks (park fiber) и #wakes (wake other fibers).
4. Нет механизма для user-определённых функций.

Решение: annotation-driven sync-class

Plan 103.6 вводит SyncClass attribute system:

§1. Annotations (bare #-attributes)

#realtime  // Leaf op: no scheduler interaction. Safe in realtime{} and blocking{}.
#parks          // May park the current fiber. Forbidden in realtime{}. Error in blocking{}.
#wakes          // May wake another fiber (scheduler signal). Forbidden in realtime{}.

Аннотации ставятся перед export external fn в .nv файлах:

#parks
#stable(since = "0.1")
export external fn Mutex mut @lock()

#realtime
#stable(since = "0.1")
export external fn Mutex @try_lock() -> bool

#wakes
#stable(since = "0.1")
export external fn Mutex mut @unlock()

§2. Матрица sync-class

¹ try_lock_for является #realtime технически (не парков fiber), но использует libuv timer → W_REALTIME_TRY_LOCK_FOR_TIMER предупреждает об overhead таймера внутри realtime-блока.

² notify_one/notify_all в blocking{} работает (wake технически возможен), но wake другого nova-fiber изнутри threadpool worker семантически сомнительен → W_BLOCKING_NOTIFY_RISK (design decision: prefer fiber-native patterns).

§3. Error codes

§4. User-defined function propagation (V1)

В V1 (Plan 103.6 / Plan 113) propagation только explicit:

#parks
fn my_critical_wait() {
    mutex.lock()  // внутри — парков, поэтому fn annotated #parks
}

#realtime
fn audio_callback() {
    my_critical_wait()  // ❌ E_REALTIME_NESTED_SYNC_VIA_FN
}

V1 не поддерживает автоматический inference (transitive propagation): если fn A вызывает fn B которая #parks, но A не annotated — вызов A из #realtime fn не даёт ошибку. V2 (Plan 103.8) добавит inference-based propagation.

§5. Unseen / uninstrumented methods

Методы без явной аннотации (#parks/#wakes/#realtime) внутри realtime{} консервативно трактуются как #parks (worst-case):

[E_REALTIME_SYNC_PARK] `T.method()` has no sync annotation and is conservatively
treated as park-ing; forbidden inside realtime{}.
Add #parks / #realtime annotation to declare intent.

Это предотвращает silent miscompilation при добавлении новых методов без аннотации.

§6. Implementation (V1, updated Plan 113)

Compiler-side:

• SyncClass enum в AST: Realtime | Parks | Wakes (Plan 113: RealtimeSafe → Realtime)
• ContractAttrs.sync_class: Option<SyncClass> — parsed из #realtime/#parks/#wakes
• RealtimeAttr enum на FnDecl — body-restriction enforcement для #realtime fn bodies
• CEmitter.in_realtime: bool / CEmitter.in_blocking: bool — flags set при входе в fn bodies
• mono_fn_decls расширен: non-generic #parks-annotated fns хранятся для lookup в emit_call
• Generic-type methods (OnceCell[T], Lazy[T]) — проверяются в generic_type_methods dispatch

Runtime-side:

• Нет runtime overhead: все проверки compile-time.
• nova_fn_fence / атомарные операции — безусловно safe (нет park/wake).
• #blocking fn — codegen wrap’ает вызов в uv_queue_work (Plan 113, Ф.3).

Правило

1. Annotate все external fn в .nv stdlib с #parks/#wakes/#realtime.
2. Compile-time enforcement: in_realtime / in_blocking flags в CEmitter.
3. Conservative default: unannotated method inside realtime{} → E_REALTIME_SYNC_PARK.
4. User fns: explicit #parks annotation triggers E_REALTIME_NESTED_SYNC_VIA_FN.
5. try_lock_for: #realtime (no park) + W_REALTIME_TRY_LOCK_FOR_TIMER (timer overhead).

Тесты

Positive (10): realtime_{atomic_load,atomic_fetch_add,mutex_try_lock, semaphore_try_acquire,lazy_is_forced,oncecell_get,oncecell_set_first_call,fence}ok, blocking{atomic_fetch_add,mutex_unlock}_ok

Negative (14): realtime_{mutex_lock,rwlock_read,rwlock_with_write,barrier_wait, condvar_wait,countdown_await,semaphore_acquire,lazy_force,once_call_once, oncecell_get_or_init}neg, realtime_via_user_fn_neg, blocking{mutex_lock,condvar_wait}neg, realtime{try_lock_for_zero_warn,mutex_try_lock_for_neg} (warnings)

Связь

• D64 — realtime { } semantics (GC-pause-free, no scheduler yield)
• D50 — blocking { } semantics (threadpool offload)
• D168 — AtomicX ops: все #realtime
• D169 — Mutex/RwLock: lock → #parks, try_lock → #realtime, unlock → #wakes
• D170 — Coordination primitives sync-class matrix
• D171 — Once/OnceCell/Lazy: force/get_or_init/call_once → #parks, is_*/get/set → #realtime
• Plan 103.8 — V2: transitive #parks inference (planned)

Эволюция

D172 введён как draft (Plan 103.6, 2026-05-27). Финализирован в Plan 103.7.

Amended Plan 113 (2026-05-29):

• #realtime_safe → #realtime (rename SyncClass).
• realtime { } / blocking { } block forms retracted — заменены на #realtime fn / #blocking fn.
• #blocking fn — fn-level threadpool offload (вся fn выполняется на threadpool).
• #realtime fn — callee guarantee model: caller unrestricted; body restriction only.
• D64 retracted (block-form removed); D50 §4 blocking-block removed.

Отложено в Plan 103.8 (V2 sync propagation):

• Автоматический inference: если fn A вызывает #parks-fn, A также помечается #parks.
• LSP integration: hover shows sync-class; quick-fix добавляет #parks annotation.
• Полный propagation-граф: транзитивное закрытие через call graph.

D370. AI-first guidance — sync-primitive decision tree (Plan 103.7)

Статус: ✅ final (Plan 103.7, 2026-05-27). Новый D-блок; нет предшествующего draft.

Зачем

Nova runtime.sync содержит 12+ sync-примитивов. Выбор правильного примитива для конкретной задачи — типичный вопрос разработчика (и AI-агента, генерирующего код). D370 формализует decision tree и canonical patterns — официальный ответ Nova на вопрос «что использовать для X». Это Nova edge: ни один другой язык не имеет in-spec guidance на этом уровне детализации.

Правило: Decision tree

Нужно ли разделить mutable state между fiber'ами?
│
├── НЕТ → не нужен sync. Используй channel + actor pattern (D79).
│          Пример: counter_actor(input Channel[Msg]) с match msg { ... }
│
├── ДА, exactly-once init:
│       ┌── stateless action (no value)          → Once.call_once(fn)  [D171]
│       ├── value-capturing (return T)            → OnceCell[T].get_or_init(fn)
│       └── auto-init on first access (wrap T)   → Lazy[T].new(fn) + .force()
│
├── ДА, counter / numeric stat:
│       ┌── single counter / sequence number      → AtomicI64.fetch_add(delta, Relaxed)
│       ├── max/min tracking                      → AtomicI64.fetch_max(v, Relaxed)
│       └── bitset / flags                        → AtomicU32.fetch_or/fetch_and(bits, SeqCst)
│
├── ДА, one-shot ownership / «первый побеждает»:
│       ┌── bool flag (first caller wins)         → AtomicBool.swap(true) == false → winner
│       └── pointer publish (first-to-publish)    → AtomicPtr.compare_exchange(0, ptr, SeqCst)
│
├── ДА, exclusive access к complex state:
│       ┌── short critical section, general       → Mutex + with_lock(fn)  [D169]
│       ├── read-heavy, occasional writes         → RwLock + with_read(fn) / with_write(fn)
│       └── recursive callbacks (migration path) → ReentrantMutex (opt-in; prefer Mutex)
│
├── ДА, bounded concurrency / rate limit          → Semaphore.new(N) + with_permit(fn)  [D170]
│
├── ДА, N-party rendezvous (epoch sync):
│       ┌── reusable (cyclic, round-based)        → Barrier.new(N) + wait()
│       └── one-shot signal (latch-style)         → CountDownLatch.new(N) + count_down() / await()
│
└── ДА, «wait until predicate» (park until condition):
         → Mutex + Condvar + wait_until(m, predicate)  [D170]

Canonical patterns (≥5)

Pattern 1. Counter (AtomicI64)

Сценарий: подсчёт событий/запросов между fiber’ами.

import runtime.sync.{AtomicI64, MemOrdering}

ro requests = AtomicI64.new(0)

// В любом fiber'е:
requests.fetch_add(1, MemOrdering.Relaxed)   // счётчик не синхронизирует другие данные

// Чтение для метрики (periodic reporter fiber):
ro total = requests.load(MemOrdering.Relaxed)

Почему Relaxed: счётчик событий не устанавливает happens-before с другими данными — Relaxed достаточен и эффективен (на x86 дешевле SeqCst-store).

Anti-pattern: Mutex.with_lock { counter = counter + 1 } — избыточно, serializes всех readers и writers. Atomic — wait-free, без парковки fiber.

Pattern 2. One-shot init (Once / OnceCell / Lazy)

Сценарий: ленивая инициализация глобального ресурса (connection pool, config, singleton) — ровно один раз при первом обращении.

import runtime.sync.{Lazy}

// Глобальный Lazy: init-closure известен заранее
ro db_pool = Lazy.new(|| DbPool.connect(config.db_url()))

fn handle_request(req Request) {
    ro pool = db_pool.force()   // безопасно из любого fiber'а; init = once
    pool.execute(req.query)
}

Если возвращаемое значение неизвестно в точке объявления (нужен runtime-аргумент):

import runtime.sync.{OnceCell}

ro config_cell: OnceCell[Config] = OnceCell.new()

fn init_config(path str) {
    config_cell.set(Config.load(path))  // idempotent; первый вызов устанавливает
}

fn get_config() -> Config {
    config_cell.get_or_init(|| Config.default())
}

Anti-pattern (DCL — Double-Checked Locking):

// ❌ ОПАСНО: race condition без Acquire/Release fence
if !initialized {
    mutex.lock()
    if !initialized {
        value = expensive_init()
        initialized = true   // store может появиться до value готово (ARM)
    }
    mutex.unlock()
}

Используй Once / Lazy / OnceCell — они содержат корректные __ATOMIC_RELEASE / __ATOMIC_ACQUIRE барьеры (D167 contract, D171).

Pattern 3. Producer-consumer bounded buffer (Mutex + Condvar)

Сценарий: типизированная очередь с backpressure, когда нативный Channel[T] недостаточен (нужен custom flush, batch-drain, priority и т.д.).

import runtime.sync.{Mutex, Condvar}

ro mu = Mutex.new()
ro not_full  = Condvar.new()
ro not_empty = Condvar.new()
ro buffer: []Item = []

fn producer(item Item) {
    mu.with_lock { ||
        not_full.wait_until(mu, || buffer.len() < MAX_SIZE)
        buffer.push(item)
        not_empty.notify_one()
    }
}

fn consumer() -> Item {
    mu.with_lock { ||
        not_empty.wait_until(mu, || buffer.len() > 0)
        ro item = buffer.pop()
        not_full.notify_one()
        item
    }
}

Spurious wakeup: wait_until(mu, predicate) — всегда использовать predicate loop (встроен в wait_until). Bare condvar.wait(mu) без предиката — уязвим к spurious wakeups (D170 §spurious wakeup contract).

Anti-pattern: Если backpressure нативный и не нужна custom логика — Channel[T] лучше в 90% случаев:

// ✅ Проще: нативный backpressure через Channel (D91 capability-split)
ro (tx, rx) = Channel.new[Item](MAX_SIZE)
// producer:  tx.send(item)
// consumer:  rx.recv()

Pattern 4. Read-heavy snapshot (RwLock)

Сценарий: структура данных часто читается (N readers), редко обновляется (1 writer). Пример: конфигурация, routing table, кэш.

import runtime.sync.{RwLock}

ro config_lock = RwLock.new()
// config хранится снаружи (heap-структура, доступ через mutable ref)

fn read_config() -> str {
    config_lock.with_read { ||
        config.value   // много concurrent readers без блокировки
    }
}

fn update_config(new_value str) {
    config_lock.with_write { ||
        config.value = new_value   // эксклюзивный доступ
    }
}

Почему writer-priority (M7): default RwLock блокирует новых readers при ожидающем writer’е → no writer starvation на read-heavy workloads.

Anti-pattern: Mutex вместо RwLock на read-heavy data:

// ❌ Sub-optimal: serializes ALL readers
mutex.with_lock { || config.value }   // только один reader за раз

На read-heavy data RwLock даёт N-кратное ускорение (N = кол-во читателей).

Pattern 5. Rate-limited workers (Semaphore)

Сценарий: ограничить количество одновременно выполняемых операций (N concurrent HTTP-запросов, N worker’ов к базе данных и т.д.).

import runtime.sync.{Semaphore}

ro concurrency_limit = Semaphore.new(MAX_CONCURRENT)

fn handle_request(req Request) {
    concurrency_limit.with_permit { ||   // parks если MAX_CONCURRENT уже запущено
        process(req)
    }
    // permit автоматически освобождён после with_permit
}

Batch acquire: если одна операция потребляет N permits (напр., bulk-insert):

concurrency_limit.acquire_n(batch_size)
defer concurrency_limit.release_n(batch_size)
do_bulk_work()

Anti-pattern (token channel):

// ❌ Работает, но verbose, intent не очевиден + capability-split удваивает шум
ro (tok_tx, tok_rx) = Channel.new[unit](MAX_CONCURRENT)
for _ in 0..MAX_CONCURRENT { tok_tx.send(()) }

fn handle_request(req Request) {
    tok_rx.recv()           // acquire
    process(req)
    tok_tx.send(())         // release
}

Semaphore выражает intent явно; Channel как семафор — workaround.

Правило выбора ordering (supplement к D167)

Default = SeqCst (D167 M1): если не уверен — SeqCst всегда корректен. Оптимизация на Relaxed/Acquire/Release — только после профилирования.

Anti-patterns (сводная таблица)

Связь

• D79 — Channels (actor-model alternative к shared state); decision tree первая ветвь.
• D167 — MemOrdering; ordering supplement таблица основана на D167 contract.
• D168 — Atomic types; counter/CAS/swap patterns.
• D169 — Mutex/RwLock/ ReentrantMutex; exclusive-access branch + Patterns 3/4.
• D170 — Semaphore/Barrier/CountDownLatch/Condvar; rate-limit + rendezvous + predicate-wait branches.
• D171 — Once/OnceCell/Lazy; exactly-once init branch + Pattern 2.
• D172 — realtime/blocking sync-class; anti-pattern Mutex-in-realtime пункт.

Эволюция

D370 введён в Plan 103.7 как новый D-блок (нет предшествующего draft). Контент разработан для AI-readability: decision tree структурирован для LLM-навигации (иерархические ветви с explicit mapping). Canonical patterns содержат Nova-код с комментариями и anti-pattern сравнением.

Возможные расширения в будущих plans:

• Pattern 6: distributed counter через AtomicI64 + periodic aggregation.
• Pattern 7: async-safe init с cancel-shielding (Plan 100.4.2 integration).
• D174 (Plan 103.9): consume-guards pattern (когда Permit consume > with_permit).

D174. Sync primitives consume integration (Plan 103.9)

Статус: ✅ final (Plan 103.9, 2026-05-27). V2 guard-returning API.

Зачем

V1 sync API (D169–D171) использует lock()/unlock() pair — API without static enforcement. Два класса ошибок не обнаруживаются компилятором:

1. Забытый unlock: fiber паркуется навсегда (deadlock) или ресурс утечёт.
2. Double unlock: UB; Nova_Mutex состояние corrupted.

V2 (D174) применяет Plan 100 consume-type mechanism (D131–D166) к sync примитивам: lock() возвращает MutexGuard consume — linear type, must-be-consumed. Компилятор статически обнаруживает:

• забытый unlock = E_CONSUME_NOT_CONSUMED (D133);
• double unlock = E_CONSUMED_AFTER_USE (D133);
• утечку guard в другой fiber = E_CONSUME_CROSS_FIBER (D157).

Правила API (Guard-returning contract)

Mutex V2

C mangling (Plan 100.6 D164):

• MutexGuard.unlock(consume self) → Nova_MutexGuard_consume_unlock
• Mutex.lock() → Nova_Mutex_method_lock (returns Nova_MutexGuard*)

RwLock V2

Semaphore V2

Once V2

try_start() is implemented as a Nova body:

export fn Once mut @try_start() -> Option[OnceGuard consume] {
    if self.try_start_won() {
        Some(self.make_guard())
    } else {
        None
    }
}

Where try_start_won() is the internal external fn (Nova_Once_method_try_start_won = alias to run()), and make_guard() allocates the guard heap object (Nova_Once_method_make_guard).

Guard type declarations

All 5 guard types are consume record types with a single ptr int field (opaque pointer to the owning primitive):

type MutexGuard consume { ptr int }   // → Nova_MutexGuard { nova_int ptr; }
type ReadGuard  consume { ptr int }   // → Nova_ReadGuard  { nova_int ptr; }
type WriteGuard consume { ptr int }   // → Nova_WriteGuard { nova_int ptr; }
type Permit     consume { ptr int }   // → Nova_Permit     { nova_int ptr; }
type OnceGuard  consume { ptr int }   // → Nova_OnceGuard  { nova_int ptr; }

C struct definitions live in compiler-codegen/nova_rt/sync_primitives.h (Plan 103.9 section). They are listed in RUNTIME_DEFINED_TYPES in emit_c.rs to prevent duplicate struct emission.

Decisions

M-D174-1. Opaque ptr field: guard stores int (= nova_int = int64_t), cast from pointer. Avoids exposing internal Nova_Mutex/Nova_RwLock C types to Nova type system. Safe: intptr_t can hold any pointer on LP64 / LLP64.

M-D174-2. Drop without explicit consume → ERROR. The consume-checker enforces explicit call to unlock() / release() / commit() / abort(). No implicit RAII — unlike Rust Drop. This makes the contract explicit and visible in code.

M-D174-3. with_lock(fn) etc. preserved. with_lock remains the recommended pattern for most use cases (#parks + panic-safe). Guard form (consume g = mu.lock()) is for advanced control (cross-scope unlock, conditional release, etc.).

M-D174-4. try_lock() -> bool kept as V1. To avoid breaking regression tests, Mutex.try_lock() retains bool return type in this iteration. Guard-returning try_lock_guard() -> Option[MutexGuard consume] is a future follow-up (Plan 103.9 V2.1).

M-D174-5. Bare unlock deprecated, not removed. Edition 0.2: #deprecated warning. Edition V3 (future): removal candidate. Giving users migration runway via with_lock wrappers which continue to work without modification.

M-D174-6. Atomics NOT migrated. M16 from Plan 103 master: AtomicX types are shared-state primitives (multiple concurrent readers/writers), not resources. consume semantics require single-owner transfer — incompatible with Atomic’s sharing model.

M-D174-7. OnceGuard.abort() → POISONED. When the winning fiber aborts initialization, Once transitions to POISONED (not back to NEW). Subsequent callers of try_start() / call_once() re-panic with OncePoisoned. Rationale: abort means the resource initialization failed — retrying typically fails again for the same reason. If retry-after-failure is needed, use OnceCell[T] which allows re-initialization after take().

Backward compatibility

V1 patterns continue to work without modification:

// V1 (still works, bare unlock is #deprecated warning):
mu.lock()
defer mu.unlock()   // deprecated warning

// V1 with_lock (still works, now thin wrapper over guard):
mu.with_lock { || critical_section() }

// V2 (explicit guard):
consume g = mu.lock()
defer g.unlock()

Связь

• D131-D166 — Plan 100 consume foundation: D133 (not-consumed E), D157 (cross-fiber), D164 (mangling).
• D169 — V1 Mutex/RwLock contract (updated).
• D170 — V1 Semaphore (updated).
• D171 — V1 Once (updated).
• D370 — Decision tree updated to reference D174.

Эволюция

D174 введён в Plan 103.9 (2026-05-27) как финальный D-блок Plan 103 серии. Закрывает «V2 consume guards migration» задачу из Plan 100.7 (stdlib migration playbook).

Предполагаемые follow-ups:

• Plan 103.9 V2.1: try_lock() -> Option[MutexGuard consume] (M-D174-4 follow-up).
• Plan 103.9 V2.2: Edition-gated removal of deprecated bare unlock()/release()/done().
• Plan 100.8 LSP: quick-fix «wrap in consume guard» for deprecated bare-unlock sites.

D228. Centralized I/O driver — sleep cancel state-machine + scope-lifetime invariants (Plan 83.11)

Принято 2026-06-05. Закрывает Plan 83.11 Ф.9 design debt (83.11-centralized-io-driver.md). Сужает D98 (per-worker libuv loop) — timer/sleep handles теперь регистрируются на dedicated driver-thread loop, а не на TLS _nova_current_loop worker’а. Связан с D71 (cancel_requested), D75 (supervised(cancel: tok)), D93 (park/wake), D167 (memory ordering). Закрывает [M-83.11-gc-cancel-token-alias] и [M-83.11-supervised-spawn-cancel-memcpy-segv].

Что

Cancellation timer-cancel events в Nova runtime обрабатываются единственным dedicated OS-thread’ом — I/O driver — а не worker thread’ом, на котором fiber park’нулся. Driver владеет own uv_loop_t, принимает работу через single MPSC очередь (NovaDriverJob), пробуждается через uv_async_send, и является единственным мутатором sleep-state структур (NovaSleepState, NovaFiberQueue.armed_sleeps_head list).

Это архитектурный pivot от D98 для timer-class handles: вместо “каждый worker управляет своими timers на своём loop’е” — один владелец всей timer-state. Worker’ы остаются полноценными исполнителями fiber’ов и продолжают использовать TLS _nova_current_loop для прочих loop-операций (idle drain, future Net/Fs handles).

Decision вводит:

1. Driver-path sleep state machine (NOVA_SLEEP_DRV_*) с явными CAS-точками race-разрешения между natural fire и external cancel.
2. expected_co identity field — fiber-pointer, capture’нутый в момент arm, против которого close_cb проверяет scope->fibers[slot] для детекции STALE-slot race (предотвращает WRONG-FIBER wake).
3. ctx_pins[] GC-root anchor — каноничный pattern для любого объекта, держащегося только через worker register / heap-internal указатель, который иначе может быть собран conservative GC во время inner-alloc.
4. pending_driver_jobs lifetime counter — каноничный pattern для stack-allocated ресурса, указатель на который пересекает thread boundary через job queue.

Правило

1. Sleep state-machine — single-mutator с явным CAS

Состояния (enum NovaSleepStage, fibers.h:2032+):

NEW (10) ──arm_sleep──▶ ARMED (11) ──┬─timer_cb (won CAS)───▶ FIRING (12) ──▶ CLOSED (14)
                                     │
                                     └─cancel_scope (won CAS)─▶ CANCEL_REQ (13) ─▶ CLOSED (14)

• NEW → ARMED — driver thread в _nova_driver_handle_arm_sleep после uv_timer_init + uv_timer_start. RELEASE-store, single-mutator (driver), no CAS нужен.
• ARMED → FIRING — _nova_driver_sleep_timer_cb при естественном истечении timer’а. CAS (loser → cancel-job уже выиграл, callback тихо выходит).
• ARMED → CANCEL_REQ — _nova_driver_handle_cancel_scope (CANCEL_SCOPE job) walk’ает armed_sleeps_head list и пытается CAS каждого. CAS (loser → timer_cb уже выиграл, тоже initiate close).
• FIRING|CANCEL_REQ → CLOSED — _nova_driver_sleep_close_cb после того как libuv вернёт handle. SEQ_CST store. Здесь же — wake worker’а через nova_sched_wake (или direct dispatch, см. §3 ниже).

Инвариант. Оба пути (natural fire и cancel) сходятся на одном uv_close((uv_handle_t*)&st->timer, _nova_driver_sleep_close_cb). Wake fiber’а происходит только из close_cb — никогда из timer_cb напрямую. Это гарантирует, что к моменту wake handle полностью released, и subsequent re-arm безопасен.

2. CAS race resolution — обе стороны конвергируют на close_cb

Когда natural fire и cancel-scope конкурируют за один slot:

/* timer_cb */
int32_t expected = NOVA_SLEEP_DRV_ARMED;
if (!nova_aint_cas(&st->stage, &expected, NOVA_SLEEP_DRV_FIRING)) return;
uv_close((uv_handle_t*)&st->timer, _nova_driver_sleep_close_cb);

/* handle_cancel_scope (для каждого st в armed list) */
int32_t expected = NOVA_SLEEP_DRV_ARMED;
if (nova_aint_cas(&st->stage, &expected, NOVA_SLEEP_DRV_CANCEL_REQ)) {
    uv_close((uv_handle_t*)&st->timer, _nova_driver_sleep_close_cb);
}
/* CAS loser: timer_cb already won, will close. Skip. */

Loser молча выходит. Winner initiate close. close_cb не различает, какой именно путь привёл к close — поведение wake одинаковое; разница видна только worker fiber’у через его собственный cancel-check на yield-point’е после wake.

3. expected_co identity — защита от STALE-slot race

NovaSleepState.expected_co (mco_coro*) фиксируется в момент ARM_SLEEP job-emit, до того как driver actually arms timer. В close_cb:

mco_coro* actual_co = scope->fibers[slot];
if (actual_co != st->expected_co) {
    /* WRONG-FIBER — slot был переиспользован пока expected_co была parked.
     * Sub-case A: expected_co всё ещё MCO_SUSPENDED → direct dispatch её
     *             через sc->dispatch_ready, bypass nova_sched_wake (slot уже
     *             принадлежит другому fiber'у). Mark her ctx->_nova_worker_slot
     *             = -2 (DISPLACED) чтобы epilogue не вызвал free_slot.
     * Sub-case B: expected_co dead → just store CLOSED и выйти. */
}

Почему это нужно. nova_sched_wake(scope, slot) адресует slot, не fiber. Без identity-check’а WRONG-FIBER приводил к hang оригинального fiber’а (Plan 83.11 Ф.3 STALE-slot race, ~10 часов диагностики, см. §10.3).

4. armed_sleeps_head — driver-thread-only linked list

NovaFiberQueue.armed_sleeps_head — singly-linked list всех в данный момент ARMED timer’ов под данным supervised scope’ом, с pprev_in_scope для O(1) unlink. Single-mutator (driver thread) — arm_sleep вставляет, close_cb удаляет, handle_cancel_scope walk’ает. Никаких locks — list mutation никогда не race’ит сама с собой, потому что все три операции выполняются в driver loop’е sequentially.

Workers / main thread никогда не читают и не пишут эту list напрямую.

5. ctx_pins[] — каноничный GC-root anchor

Инвариант. Любой GC-managed объект, ссылка на который держится ТОЛЬКО через worker register или через указатель внутри другой heap-allocated структуры, должен быть pin’нут в supervised-scope’s ctx_pins[] до того, как может произойти inner-alloc (любой nova_alloc / spawn / scope-grow).

Pattern:

NovaFiberQueue _nova_scope_q_0 = {0};
nova_scope_init(&_nova_scope_q_0);
NovaCancelToken* _nova_cancel_tok_0 = tok;
nova_scope_pin_ctx(&_nova_scope_q_0, (void*)_nova_cancel_tok_0);   /* ← MANDATORY */
nova_runtime_spawn_into(&_nova_scope_q_0, ...);                    /* теперь spawn-loop безопасен */
nova_cancel_token_bind(_nova_cancel_tok_0, &_nova_scope_q_0);
nova_supervised_run_cancel(&_nova_scope_q_0, _nova_cancel_tok_0);

Почему scope-frame. scope.ctx_pins[] живёт на main stack (часть stack-allocated NovaFiberQueue _nova_scope_q_0), который scanned conservative GC как root безусловно. Объект, добавленный туда, остаётся reachable пока scope жив — даже если регистр-копия cancel-token’а уже сброшена компилятором.

Когда срабатывает баг без pin. ctx_pins[] сама удваивается на степенях 2 (16 → 32 → … → 1024). При ~512 одновременно живых fiber’ов grow вызывает nova_alloc → triggers Boehm GC sweep → token в регистре не виден conservative scanner’у → token collected → следующий nova_alloc_uncollectable (для NovaSpawnCtxBase) попадает на тот же адрес → структурный aliasing (offset +8: bound_scope vs _nova_parent_scope) → panic «token already bound to a live scope». См. §11.2-11.3.

Codegen ответственность (emit_c.rs::emit_supervised): на каждый supervised(cancel: tok) сразу после декларации NovaCancelToken* локальной emit’ить nova_scope_pin_ctx(&queue, (void*)tok); до body. Plan 44.5 L5 использует тот же pattern для NovaSpawnCtxBase.

6. pending_driver_jobs — каноничный stack-lifetime counter

Инвариант. Если job в driver queue несёт указатель на caller’s stack-frame (typical: NovaFiberQueue* для supervised scope), caller обязан дождаться completion job’а перед возвратом — иначе use-after-free, когда driver thread finally drain’нёт queue.

Pattern (NovaFiberQueue.pending_driver_jobs, ACQ_REL/RELEASE/ACQUIRE):

/* worker thread — _nova_cancel_via_driver: */
nova_aint_inc(&scope->pending_driver_jobs);             /* ACQ_REL */
if (nova_driver_submit_job(job) != 0) {
    free(job);
    __atomic_fetch_sub(&scope->pending_driver_jobs, 1, __ATOMIC_ACQ_REL);
}

/* driver thread — _nova_driver_handle_cancel_scope (end): */
(void)__atomic_fetch_sub(&scope->pending_driver_jobs, 1, __ATOMIC_RELEASE);

/* main thread — nova_supervised_run_impl, after pending_remote == 0 loop exit: */
while (nova_aint_load(&q->pending_driver_jobs) > 0) {   /* ACQUIRE */
    uv_run(nova_current_loop(), UV_RUN_NOWAIT);
    if (nova_aint_load(&q->pending_driver_jobs) > 0) uv_sleep(1);
}
nova_sched_drop_state(q);
/* unbind + return ... */

Why ordering is correct. Inc(ACQ_REL) happens-before submit (program order, same thread); submit happens-before driver’s job-load (uv_async_send is SEQ_CST inside libuv); driver’s processing reads scope fields (visible because scope stack-frame is still alive due to main’s wait); dec(RELEASE) synchronizes-with main’s load(ACQUIRE). Main proceeds only когда counter == 0 ⇒ все referenced jobs полностью processed.

Без этого counter’а driver thread может dequeue CANCEL_SCOPE job через 1-10 ms после того, как nova_supervised_run_impl уже вернулся, test-runner pop’нул main’s stack frame, и _nova_scope_q_0.armed_sleeps_head читается из reused memory → wild pointer → SEGV. См. §12.31.

Почему централизованный driver thread, а не per-worker

Конкретные обоснования:

1. Tokio 1.x precedent. Tokio multi-thread runtime в 2020 году сделал ровно такой pivot для timer driver по тем же причинам (cross-thread timer migration nightmares). Plan 83.11 портирует архитектуру TimerEntry pattern напрямую.
2. Cross-thread visibility races eliminated. Single owner timer-state означает, что любая мутация NovaSleepState.stage или armed_sleeps_head — sequential. Memory ordering сводится к acquire-release между worker (submit) и driver (process).
3. STALE-slot race локализован. Когда timer-cb и cancel-job race’или на одном worker’е (D98 модель), нужен был сложный wake-before-park futex (Plan 83.11 Attempts 1-5). С driver-thread моделью оба теперь сходятся через CAS на одной structure, owned одним thread’ом.
4. Trade-off митигирован batching’ом. Driver thread = single point of contention; для timer-heavy workload’а это потенциально bottleneck. Mitigated job batching’ом (драйнер обрабатывает все накопленные jobs в одном uv_async wake), и тем фактом, что typical Nova program создаёт O(fibers) timer’ов, не O(operations).

Что отвергнуто

1. Per-worker timer loops с handle migration на cancel. Это изначальная D98 модель. Provoked Plan 83.10.x races + Plan 83.11 STALE-slot race; 5+ attempts at wake-before-park futex (§10.2). Architectural root cause не решался tactically.
2. nova_alloc_uncollectable для CancelToken. Семантически верно (caller-owned), но требует явного nova_free_uncollectable(tok) на cleanup-пути, которого сейчас нет. Без cleanup-path → leak per token. ctx_pins[] решает корректнее: token GC-managed, держится scope-frame’ом, автоматически освобождается когда scope сам становится unreachable.
3. Heap-allocate scope вместо stack для решения use-after-free. Изменило бы D14/D50 (supervised — stack frame, не heap-handle) ради одного fix’а. Counter-based wait pending_driver_jobs достаточен и sound.
4. Sharded driver pool (Hash(scope) % N). Преждевременная оптимизация; добавляет load-balancing complexity и cross-shard race surface обратно. Закладываем как опцию в Q24 на случай measured bottleneck.
5. Wake fiber’а из timer_cb напрямую (skip close_cb). Сокращает latency на одну uv-loop iteration, но re-arm после wake может race с outstanding uv_close — нужно tracking «handle in flight». Уход convergence на single point (close_cb) дешевле.

Связь

• D14 — fiber-runtime; D228 уточняет structure cancel-path.
• D50 — spawn / supervised; scope-frame инвариант усиливается.
• D71 — bootstrap concurrency, cancel_requested flag; D228 раскрывает механику пробуждения parked-fiber’ов на cancel.
• D75 — supervised(cancel: tok); обе invariant’а (ctx_pins[] pin для token + pending_driver_jobs wait) обязательны для корректной реализации D75 при ≥1 worker thread.
• D93 — park/wake; D228 строит timer-cancel путь поверх него.
• D98 — per-worker libuv loop; D228 сужает D98 — timer/sleep handles теперь живут на driver loop’е, не на worker’ском TLS-loop’е. Остальные планируемые handle-классы (Net, Fs, channels-select-timer) следуют centralized-driver pattern по умолчанию; per-worker — только для handles, у которых нет cross-worker cancel semantics.
• D103 — preemption; orthogonal.
• D167 — memory ordering; D228 §6 фиксирует ACQ_REL/RELEASE/ACQUIRE contract как нормативный для любого job-pointer-to-stack pattern.
• Plan 83.11 — full implementation history; §10 (STALE-slot post-mortem), §11.6 (ctx_pins closure), §12.31 (pending_driver_jobs closure).
• open-questions.md → Q24-Q27 — driver sharding, drain-and-cancel barrier API, ctx_pins[] threshold tuning, sysmon introspection.
• Closes [M-83.11-gc-cancel-token-alias] (§11.6).
• Closes [M-83.11-supervised-spawn-cancel-memcpy-segv] (§12.31).
• Closes [M-83.10.1-armed-cancel-timer-hang] V2 sweep PARTIAL (2026-06-08): 15 тестов с // ENV NOVA_AUTOARM=0 убраны — cancel+sleep корректен под armed M:N. 2 теста re-gated (park_wake_stress, semaphore_batch_n) — stress-верификация выявила TIMEOUT под armed M:N; причина — open [M-83.11-grow-vs-wake-race] (§13.6.1), не закрыт Plan 83.11 Ф.3. [M-83.10.1-armed-cancel-timer-hang] остаётся 🟡 PARTIAL до fix [M-83.11-grow-vs-wake-race].

Открытые вопросы

• Должен ли driver thread шардироваться (N drivers через hash(scope) % N) для high-I/O workloads? — Q24.
• Нужен ли explicit drain_and_cancel barrier API (scope.barrier()) для пользовательского кода, который хочет дождаться полной обработки outstanding cancel’ов? — Q25.
• Должен ли ctx_pins[] doubling threshold (сейчас 16 → 32 → … → 1024) быть tunable env var’ом для embedded таргетов? — Q26.
• Должен ли pending_driver_jobs counter экспонироваться через nova runtime introspect / sysmon для observability long-running cancel storms? — Q27.
• (Plan 83-go-cmn Ф.1b / D243) Должен ли guard читать capacity ACQUIRE? — Q28 ✅ ЗАКРЫТО 2026-06-11: да, ACQUIRE (nova_sched_cap_acq), commit 98b4b05c6ae. Закрывает [M-83.11-f1b-acquire-capacity]. См. D243 §Followup.
• (Plan 83-go-cmn Ф.4) Должен ли runnext (LIFO fast-slot) быть stealable под устойчивым дисбалансом (Go делает stealable после grace-tick) или остаться non-stealable (Tokio-parity, текущий выбор Nova)? — Q29.
• (Plan 83-go-cmn Ф.3→Ф.4, D245) Чтобы nspinning-coalescing стал safe, cross-thread работа должна попадать в очередь, которую spinner сканит. Routing’ить cross-thread spawn/goready в global queue (вместо per-worker wake_pending) — в Ф.4? Или сделать spinner-recheck дренящим чужие wake_pending (cross-worker access + синхронизация)? Первое чище и совпадает с Go shared-global топологией. — Q30.

D243 — M:N run/park storage: fixed-size ring + chunked stable-address park-state (Plan 83-go-cmn Ф.1)

Создан: 2026-06-11 (Plan 83-go-cmn Ф.1a+Ф.1b). Закрывает [M-83.11-grow-vs-wake-race]. Порт принципа Go 1.4 (fixed P.runq[256] never-realloc). D-нумерация: D241/D242 заняты Plan 138 (Iterable/Next/Iter) — семейство 83-go-cmn перенумеровано на D243+.

Контракт

Любое хранилище, к которому конкурентно обращаются worker-owner и driver/peer-потоки на hot-path планировщика (run queue + park/wake state), ОБЯЗАНО иметь стабильные адреса элементов — никаких realloc-с-перестановкой-указателя под конкурентным доступом. Перестановка базового указателя массива (realloc) гонится с читателем другого потока → torn/orphaned base → потерянный wake → вечный hang. Это был root cause grow-vs-wake.

1. Per-worker run queue — fixed-size inline ring (runq.h).

• mco_coro* runq[NOVA_RUNQ_CAP] инлайн в NovaWorker; CAP = степень двойки (4096 в Nova; Go = 256 — Nova больше, т.к. nova test ставит MAXPROCS=1 → все fiber’ы на одном worker). Базовый адрес стабилен всю жизнь worker’а.
• monotonic uint32 head/tail (маска только при доступе; len=tail-head; full=tail-head>=CAP).
• single-producer tail (owner: store-release, без CAS); multi-consumer head (owner runq_get + воры runq_grab/runq_steal: каждый advance — CAS).
• Overflow → spill HALF (runq_put_slow) в ОДНУ глобальную overflow-очередь (NovaGlobalRunq, intrusive singly-linked через SpawnCtxBase.schedlink, под spinlock).
• Consumer overflow ОБЯЗАН быть в find-work loop (globrunq_get_one после local+yielded, до steal) + shutdown drain + pump_scope — иначе spilled fiber’ы strand → hang.
• Memory-ordering как PPoPP-2013 deque: значение слота, прочитанное до head-CAS, стабильно до reuse (reuse требует CAP put’ов) → pre-CAS read race-free.
• Заменяет растущий Chase-Lev deque (deque.h, ретайрнут).

2. Park/wake state — chunked stable-address (NovaSchedState, nova_sched.h).

• 4 параллельных массива (parked[], pending_handle[], pending_stop_cb[], pending_wake[]), индексируемые (scope,slot), бэкаются директориями фиксированных chunk’ов (X_chunks[MAX_CHUNKS], chunk = NOVA_SCHED_CHUNK=64 элементов).
• Chunk’и аллоцируются РАЗ и НИКОГДА не двигаются/освобождаются/realloc’атся → &parked[slot] стабилен навсегда → torn-pointer структурно невозможен.
• nova_sched_grow_state больше НЕ realloc’ит — CAS-публикует chunk’и (X_chunks[c] NULL→chunk, RELEASE/ACQUIRE; проигравший CAS отбрасывает свой chunk, GC соберёт). grow НЕ single-writer (spawn_into/get_state/register_pending растят без slot_lock) → CAS-публикация обязательна. capacity публикуется RELEASE’ом ПОСЛЕДНИМ, после всех chunk-публикаций.
• Доступ: *accessor(st,slot) = &X_chunks[slot>>6][slot&63] (accessor ACQUIRE-загружает chunk-ptr). Все атомарные операции (SEQ_CST parked store, t1-t4 pending_wake CAS, register_pending SEQ_CST piggy-back, wake deliver-then-CAS) — байт-идентичны (меняется только lvalue, не __ATOMIC_* аргумент).
• pending_handle/pending_stop_cb в РАЗНЫХ директориях — register_pending SEQ_CST всё равно глобально упорядочивает их (store-buffer drain, не per-array). НЕ колоцировать.
• Потолок: MAX_CHUNKS=1024 ⇒ 65536 slots/scope (abort при превышении). На практике раньше упирается в Plan 82 fiber-arena (~16384 одновр. fiber’ов/worker).

Альтернатива отклонена

Перенос park-state на SpawnCtxBase (per-fiber, Option A) — ставил бы slot_lock + mco_get_user_data в lock-free wake-путь И переоткрывал lost-wake при slot-reuse (wake резолвит NEW ctx переиспользованного слота). Chunked (Option C) сохраняет slot-индексацию → fences не пере-доказываются. См. plan 83-study-go-c-mn §9.4.

Followup

[M-83.11-f1b-acquire-capacity] — ✅ RESOLVED 2026-06-11 (commit 98b4b05c6ae). Добавлен nova_sched_cap_acq(st) = ACQUIRE-load capacity; применён на всех ~14 accessor-guard сайтах (nova_sched.h ×10, driver.c ×2, runtime.c ×2). Теперь guard slot < cap_acq(st) парится с RELEASE-store capacity → на ARM accessor chunk-ptr не спекулируется вперёд guard’а → NULL-окно закрыто. Диагностические dump-чтения + register_pending grow-trigger оставлены plain. Verified x86: smoke + grow_vs_wake 40/40 (race stays closed). Q28 ✅ закрыт.

Validation

grow_vs_wake_explicit 100/100 (MP=1) + 66/66 (MP=16); stress_iso_3e 66/66; semaphore_batch_n 30/30 armed; ring_overflow_drain 10/10 (5000 fibers overflow, exact-count); 1k 30/30, 10k 10/10; concurrency suite 105/4. adversarial diff-review: fence_hazards VERIFIED CLEAN, verdict safe-to-commit.

D244 — gopark/goready park/wake ordering (Plan 83-go-cmn Ф.2)

Создан: 2026-06-11 (Plan 83-go-cmn Ф.2). Порт принципа Go runtime·gopark/goready. Заменяет pending_wake-счётчик + t1-t4 dance + TLS-deferred-unlock (D228-эры) единым lost-wakeup-free протоколом. Хранилище — D243 (chunked stable-address).

Контракт

Любая блокирующая операция паркуется через nova_gopark, будится через nova_goready. Состояние ожидания — per-fiber 4-state latch _nova_park_state на NovaSpawnCtxBase (NIL=0/WAIT/READY/DISPATCHED; zero-init=NIL; адресуется by-co через mco_get_user_data(co), НЕ по (scope,slot)). Ортогонален _nova_fiber_state (IDLE/RUNNING/PARKED/DEAD = resume-ownership): park_state = wait/ready handshake.

nova_gopark(unlock_fn, unlock_arg) — строгий порядок (lost-wakeup-free):

• G0 _nova_fiber_state → PARKED (RELEASE; до G1, чтобы SEQ_CST G1 опубликовал и PARKED).
• G1 _nova_park_state → WAIT (SEQ_CST = XCHG на x86, full fence). Несущая публикация: глобально видима до того, как любой waker возьмёт lock ресурса (который отпускает unlock_fn).
• G2 stash unlock_fn/arg в TLS — scheduler сливает ПОСЛЕ yield’а (unlock, а значит reachability для peer-waker’а, строго после видимости WAIT).
• G3 commit-recheck: CAS READY→DISPATCHED. Успех = ready-before-park (goready латчнул NIL→READY до G1 или в гонке) → НЕ yield: unlock_fn вызывается inline (через local copies) + TLS self-drain (scheduler не сливает на этом пути) + fiber_state IDLE + return.
• G4 иначе mco_yield. После resume: TLS clear + reset park_state→NIL (end-of-wait; иначе поздний cross-thread NIL→READY заставил бы СЛЕДУЮЩИЙ gopark пропустить yield).

nova_goready(co) — single-winner CAS-ladder (by-pointer):

• CAS WAIT→DISPATCHED → единственный диспетчер: dispatch_ready(co) + fiber_state PARKED→IDLE + clear parked[slot]/parked_co[slot].
• иначе CAS NIL→READY → латч (ready-before-park).
• иначе (READY/DISPATCHED/dead) → идемпотентный no-op. mco_status != MCO_DEAD гардит каждую мутацию/dispatch.

Сосуществование cancel (by-slot) + примитив (by-pointer): оба воронкуют re-queue через ОДИН nova_goready(co) → single-winner (WAIT→DISPATCHED CAS) элек­тит ровно одного диспетчера для любой пары wakers {sender,cancel}/{timer,cancel}/{cancel,cancel} → double-push невозможен by construction. Cancel-walk резолвит co = parked_co[slot] (chunked, set@gopark/clear@goready), НИКОГДА scope->fibers[slot] (мог быть NULL’нут/reused). parked[] демотирован до cancel-reachability бита; alloc_slot skip-stale = parked[i] один (пинит slot пока parked).

Удалено

pending_wake counter directory + accessor + t1-t4 barrier-dance + _nova_park_unlock_fn как deferred-hack (TLS переиспользован как gopark unlock-carrier) + nova_sched_is_parked gate в deferred-unlock. SEQ_CST на pending_stop_cb (register_pending, Plan 83.10.2 guard) — СОХРАНЁН.

Followup

[M-83.11-f2-arm-tsan] (P2): G0(RELEASE)/G1(SEQ_CST) x86-корректны (XCHG дренит store-buffer); для ARM/weak-memory — валидировать под TSAN на Linux (gated на [M-nova-linux-build]). Не регрессия (x86 — целевая платформа).

Validation

adversarial diff-review (3 линзы + synth) verdict safe-to-commit (все fatal/high опровергнуты построчно; fence не ослаблен; codegen ABI верифицирован). Independent stress: grow_vs_wake 40/40, cross_channel 40/40, condvar_no_lost_wakeup 40/40, nested_cancel 30/30, mutex_cancel 30/30; concurrency 105/4, plan103_4 25/25. grow-vs-wake остаётся CLOSED.

D245 — worker-wakeup: uv_async IS the note primitive (Plan 83-go-cmn Ф.3 finding)

Создан: 2026-06-11 (Plan 83-go-cmn Ф.3 design-finding). Решение: НЕ заменять worker-park примитив; nspinning-coalescing отложен. Без кода (de-risking-исход).

Решение

Worker-thread park/wake в M:N-рантайме остаётся на libuv uv_async — он УЖЕ удовлетворяет контракту Go-note:

• notesleep = uv_run(&w->loop, UV_RUN_ONCE) (worker блокируется до loop-события).
• notewakeup = uv_async_send(&w->wake_handle) (cross-thread, async-signal-safe, lock-free).
• Idempotent + before/after ordering: libuv хранит pending-async флаг в handle; send в ЛЮБОЙ момент (до входа в uv_run ИЛИ во время блокировки) даёт ровно один wake; множественные send’ы между двумя uv_run коалесцируются. Lost-wake невозможен (состояние в handle, не в transient).
• Windows: IOCP-backed (libuv). Nova НЕ владеет примитивом → весь класс Windows-note-багов (WaitForMultipleObjects / un-register corner) ВНЕ scope. Это главное снижение риска vs ручной lock_sema.

Собственный note.h НЕ вводится ([M-83-gocmn-note-primitive-deferred]) — понадобится только если Ф.6 (timer-heap) / Ф.8 (netpoll) уберут libuv из worker-park.

nspinning coalescing — отложен (gated на Ф.4)

Go-оптимизация «не слать wakep, если есть spinner» (if nmspinning>0: skip) небезопасна в текущей топологии Nova: cross-thread работа публикуется в per-worker wake_pending (dispatch_ready, spawn_global round-robin), но spinner сканит лишь runnext|local|global|steal → НЕ дренит чужой wake_pending → coalesce-skip → lost-wakeup. Go-инвариант «spinner ⇒ вся работа достижима» держится только для shared-global-runq топологии Go, не для Nova.

⇒ Coalescing gated на Ф.4 (global-queue routing — spinner сканит global, поэтому cross-thread работа через global станет coalesce-safe). Порядок ФЛИПается: Ф.4 → Ф.3-coalesce ([M-83-f3-coalesce-gated-on-f4]). Безопасный subset (nspinning accounting + recheck-after-decr без gate) — без value (uv_async уже корректен), поэтому не реализован.

Ф.4 финальный (2026-06-12): global-routing (cross-thread → global) ОТЛОЖЕН (review нашёл stranding; home-affinity Nova уже корректен; [M-83-f4-global-routing-gated-on-bench]). Реализован безопасный subset БЕЗ routing (только runtime.c find-work loop): steal random-victim start (xorshift32, anti-herd) + post-steal global re-poll + 61-tick global fairness (anti-starve). Subset добавляет только global-DRAIN точки (consumers), не producers → stranding/lost-wakeup невозможны. Suite 106/4 no-regression; grow_vs_wake 25/25; ring_overflow @MP=4 25/25. Ф.3 coalescing остаётся заблокирован (нужен routing). См. план §9.11.1.

D270 — Loop codegen opt: preempt-check elision + copy-loop bulk-lowering (Plan 143 §2, [M-opt-preempt-strided-loop])

Создан: 2026-06-14 (Plan 143 §2, merge 7c047a1b). Две correctness-neutral codegen-оптимизации per-iteration loop-overhead. Обе семантически прозрачны — наблюдаемое поведение цикла не меняется.

§A — Preempt-check elision на provably-short const-bound циклах

nova_preempt_check() (M:N cooperative safepoint, Plan 44.7) эмитится в back-edge КАЖДОГО цикла — барьер-call, блокирующий clang-векторизацию/unroll. Решение: опускать его для provably-short range-циклов for i in lo..hi, где ОБА bound’а — целочисленные литералы И iteration-count ∈ [0, 1024].

Контракт вытеснения: такой цикл ограничен по построению (≤1024 итер.) → не может монополизировать worker → отсутствие safepoint starvation-safe. Variable/unbounded и large-const (count>1024) циклы check СОХРАНЯЮТ (иначе возврат tight-loop-starvation — ровно то, что Plan 44.7 предотвращает). Порог 1024 консервативен; вложенный unbounded цикл имеет СВОЙ safepoint (элизия — только внешнего const-small). Реализация: emit_loop_body_inline_ex(skip_preempt).

§B — Copy-loop → overlap-safe bulk copy (memmove)

for i in lo..hi { dst[i] = src[i] } на Vec[T] → одиночный bulk-copy вместо per-element цикла (убирает preempt-check + per-element bounds-branch; clang векторизует). Консервативный recognizer (иначе fallback на корректный цикл): single plain-assign без trailing; оба индекса = loop-var; dst/src = plain Ident’ы (pure, single-eval); одинаковый Vec[T] flat-storage (не raw *mut Vec); flat-POD элемент (nova_* / pointer _p).

Инвариант overlap-семантики (полное соответствие циклу, НЕ упрощение): восходящий per-element цикл ПРОПАГИРУЕТ при destructive forward-overlap (dst строго внутри [src, src+n) — достижимо через writable offset-overlap Vec-view’ы: a=v[1..]; b=v[0..]; a[i]=b[i]). Поэтому emit’ится runtime overlap-guard: if (dst ≤ src ∨ нет overlap) memmove; else forward-element-loop (пропагация). Bounds сохранены: highest-index last формируется БЕЗ hi+1 (inclusive-overflow-safe при end==i64::MAX).

Acceptance

plan143 12 кейсов PASS (preempt skip/keep/large; copy full/partial/self/empty/inclusive/offset-overlap- propagation/non-destructive-overlap/extra-stmt-fallback); сгенерённый C проверен (skip + memmove с overlap-guard + bounds); регрессия 0 new fail (Vec/collection слайс + concurrency smoke). Оба бага (inclusive overflow, aliasing) найдены adversarial-review + эмпирическим baseline-vs-ветка probe.

Long-term

General async-preemption (Go 1.14 SIGURG) уберёт per-iteration call для variable-bound циклов без порога — SIGURG-часть [M-opt-preempt-strided-loop] (open). Cross-link Plan 144 §7.4: SIGURG = ОБЩИЙ async-yield (preempt + async GC safe-point).

D271 — Function-entry preempt-check elision на provably-leaf функциях (Plan 143 §2.B, [M-opt-leaf-preempt-entry-elision])

Создан: 2026-06-14 (Plan 143 §2.B, ветка plan-143-leaf-preempt-elision). Correctness-neutral codegen-оптимизация: элидирует function-prologue nova_preempt_check() (Plan 44.7 — first statement КАЖДОЙ Nova-функции, emit_c.rs:14925). Sibling [D270 §A] элидит per-loop back-edge check; D271 — per-function entry check. Семантически прозрачна.

Инвариант вытеснения (соундность)

Fiber бежит безгранично без yield’а ТОЛЬКО через (a) цикл — его back-edge nova_preempt_check() СОХРАНЁН (D270 §A элидит лишь const-small finite); (b) рекурсию — цикл в call-графе. ⇒ Entry-check безопасно опустить, если функция провабельно НЕ может крутиться без safepoint’а, т.е. каждый рекурсивный цикл сохраняет ≥1 члена с safepoint’ом.

Правило (conservative KEEP)

Функция f СОХРАНЯЕТ prologue entry-check ⟺ любое из:

1. f на call-граф цикле — self-recursive ИЛИ член SCC>1 (взаимная рекурсия);
2. f делает indirect/closure/fn-ptr-call (цель статически неизвестна → ацикличность не доказать);
3. f делает FFI/extern-call (C может вызвать Nova-callback → неизвестная цель);
4. f address-taken (используется как fn-value/callback → цель чьего-то indirect-вызова).

ELIDE иначе (non-recursive, статически-резолвимые callee, не-indirect, не-address-taken). has_loop для entry-check НЕ важен (цикл держит свой back-edge check; bounded straight-line терминируется).

Интеграция — source-level whole-program pre-pass

Call-граф над source-level FnDecl-символами (entry module.items + все импортируемые peer_files), computed ДО эмита (compute_preempt_keep_set в compiler-codegen/src/codegen/preempt_keep.rs). Узлы = non-external FnDecl (ключ receiver::name::param-signature); рёбра = direct resolved-call; per-fn флаги indirect/ffi/address_taken; итеративный Tarjan SCC. KEEP = cycle ∪ makes_indirect ∪ makes_ffi ∪ address_taken. Соундно над монтоморфизацией: рекурсия/indirect/FFI/address-taken определяются ИСХОДНИКОМ → KEEP-статус шаблона наследуется ВСЕМИ инстансами (over-approximation: лишние рёбра только ДОБАВЛЯЮТ KEEP, ни один цикл не теряется). On-demand emit-пути (mono/erased-инстансы) консультируют тот же KEEP-set по тому же ключу; closure/trailing-block/spawn-fiber-entry (без source-key) — unconditional KEEP. Conservative default: любой неразрешённый/cross-module-неуверенный callee, named/spread-args, ambiguous overload, любое сомнение → KEEP. Никогда не элидим под вопросом — соундность важнее агрессивности.

Acceptance

plan143_2 7/7 PASS: positives (pure_leaf, pure_branch, leaf_callee, forward_once, forward_chain) ЭЛИДИРОВАНЫ; negatives — self-recursion, mutual-recursion SCC, indirect/closure, FFI, address-taken — KEPT (проверено в сгенерённом C). Probe: рекурсивный generic gcount[T] держит check в обоих моно-инстансах; non-recursive gid[T] элидит. Регрессия 0 new fail (Vec/collection/concurrency слайс; pre-existing подтверждены на main-бинаре). Adversarial-review (≥5 линз) закрыл интеграционные emit-дыры (рекурсивный generic терял safepoint в моно-инстансе — реальная starvation-дыра).

Open / long-term

Cross-module precision + minimal-SCC-cut (KEEP 1 члена на цикл вместо всех) — [Q-loop-opt-thresholds] (open-questions.md). Compiler-synthesized conversions (str.from(int/f64) — нет FnDecl) держат StringBuilder.append(f32) в KEEP (нет source-доказательства arg-type) — корректный conservative-KEEP, НЕ shortcut. Частично снимается SIGURG’ом (Plan 144 §7.4, общий async-yield).

D273 — may-GC effect lattice (Plan 144.0, closes precise-GC hole H4 / Q15)

Создан: 2026-06-14 (Plan 144.0, ветка plan-144-may-gc-effect-analysis). Compile-time, EMIT-NOTHING анализ: вычисляет для каждой функции внутренний эффект may-GC. Closes soundness-дыру H4 (Plan 144 §7.6) и вопрос Q15 этого слайса. Sibling [D271]: тот же source-level whole-program call-graph pre-pass (fn_key/overload-резолюция/Tarjan SCC из preempt_keep.rs), но другая решётка и направление пропагации. Ничего не эмитит в генерируемый C — потребляется тиром O1 позже (Plan 144 Ф.2: frame-elision / write-back-skip), отдельно и под гейтом.

Решётка (двухточечная, дефолт = top)

        MayGC   (top, ⊤)   ← ДЕФОЛТ (soundness — H4)
          │
        NoGC    (bottom, ⊥) ← доказывается

is_no_gc(f) истинно ТОЛЬКО когда весь статический конус вызовов из f полностью разрешён по именам И не содержит ни одной аллокации. Любое сомнение → MayGC. Ложный NoGC = пропущенный GC safe-point / корень = use-after-free (как только Ф.2 обопрётся на набор), поэтому соундность важнее агрессивности элизии.

Seed self_may_gc(node) — узел сам MayGC, если ИСТИННО любое из

1. Аллоцирует — тело содержит аллоцирующее выражение (см. allowlist ниже).
2. Indirect-вызов — closure / fn-ptr / метод-на-не-self / trailing-block / with / spawn / select / parallel-for, а также first-class method value (obj.@m / Type.@m в value-позиции — codegen эмитит env+closure nova_alloc’и): цель/аллокация неизвестна → top.
3. FFI/extern — внешняя функция; её may-GC неизвестен → top (C может вызвать Nova-callback).
4. Неразрешённый callee — bare-ident / Type.method / module.func, не сматченный ни к одному known FnDecl (cross-module / closure-local) → top.

NB (отличие от [D271]): address_taken сам по себе НЕ делает узел MayGC — быть first-class значением не значит аллоцировать; MayGC у КОЛЛЕРА через makes_indirect.

Принцип allowlist’а аллокации (soundness)

Allowlist provably-non-allocating, всё прочее → аллоцирует. Не-аллоцирующими считаются ТОЛЬКО: целочисленная/плавающая арифметика, сравнения, доступ к полю/индексу без копии, as-касты скаляров, literal-скаляры, return/break/continue, чтение локала, интернированный str-литерал (static const u8[]). Аллоцируют: RecordLit/sum-конструкторы/ArrayLit/MapLit, интерполяция/конкатенация str (буфер), лямбды/замыкания (env), spawn/detach/blocking/ supervised/parallel-for (fiber/runtime), boxing escaping-значений, vec/StringBuilder/Map конструкторы и .clone() на heap-типах. Любой неизвестный AST-узел → аллоцирует (top).

Транзитивная пропагация (SCC-конденсация, обратный топо)

MayGC течёт вверх по коллерам: SCC помечается MayGC ⟺ любой его член self_may_gc=true ИЛИ любое исходящее ребро (в ДРУГУЮ SCC) ведёт в MayGC-SCC; обработка SCC в обратном топологическом порядке (callee → caller). NoGC = {узлы вне MayGC-SCC}. Рекурсивная SCC с аллокацией в любом члене → вся SCC MayGC; чистая рекурсия без аллокаций и без MayGC-рёбер → NoGC.

Соундность над мономорфизацией

Свойства seed (аллокация / indirect / FFI / unresolved) — исходные (source-level): вердикт, вычисленный на шаблоне, наследуется КАЖДЫМ мономорфным/erased-инстансом. Over-approximation рёбер/seed’ов ⇒ over-approximation MayGC ⇒ ни один реальный may-GC-инстанс не пропущен; spurious- рёбра лишь теряют элизию (NoGC→MayGC), не ломают соундность. Conservative-gating как PreemptKeepSet: при populated==false (анализ не прогонялся над непустой вселенной) — никто не NoGC (всё MayGC).

Реализация и introspection

compiler-codegen/src/codegen/may_gc.rs — compute_may_gc_set / MayGcSet / is_no_gc; introspection-CLI nova gc-effect-analyze <path> [--format json|text] (зеркало consume-analyze, в бинарь ничего не эмитит). emit_c.rs НЕ зовёт модуль во время эмиссии (emit-nothing инвариант).

Acceptance

plan144_0: 3 позитивные (pure_leaf/leaf_forwarder/pure_recursion → NoGC) + 7 негативных (allocates_record/calls_allocator/ffi_call/indirect_call/method_value/recursive_alloc/ unknown_callee → MayGC) фикстуры через релизный nova gc-effect-analyze; 19/19 may_gc unit-тестов PASS; release-сборка чистая, генерируемый C не изменён (emit-nothing). Adversarial-review закрыл дыру first-class-method-value (Type.@m в value-позиции эмитит env+closure alloc — был ложный NoGC, ровно H4-форма) — @-префиксный Member теперь seed’ит аллокацию. Без упрощений как для прода.

Open / long-term

Cross-module callee-резолюция, точность str-literal-interning, более тонкая классификация alloc- сайтов — [Q-may-gc-precision] (open-questions.md). Все консервативны (теряют элизию, остаются соундны). O1-потребление набора (frame-elision / write-back-skip) — Plan 144 Ф.2, [M-144.0-may-gc-effect-analysis].

D408. supervised(deadline:/timeout:) — областной срок → отмена → TimeoutError (Plan 174)

Расширяет D50 / D75 (supervised / supervised(cancel: tok)). Нормативная база — план 173 §3a «Bounded-shutdown — дедлайн на SCOPE, не на cleanup». Owner sign-off 2026-07-06.

Форма. К именованным аргументам keyword-конструкции supervised добавлены deadline: и timeout: (набор: cancel: / deadline: / timeout:, в любом порядке, через запятую; каждый — не более одного раза; deadline: и timeout: взаимно исключающи):

supervised(deadline: <Monotonic>) { тело с любыми эффектами }   // абсолютная точка (канон)
supervised(timeout:  <Duration>)  { тело с любыми эффектами }   // относительный сахар
supervised(cancel: tok, timeout: 5.seconds()) { ... }          // комбинируется с cancel:

• deadline: <Monotonic> — абсолютная точка на монотонных часах (D124); канон, потому что при пропагации во вложенные области складываются точки, а не относительные интервалы (иначе внутренний интервал «съезжал» бы на своё время входа). Codegen извлекает i64 nanos value-record’а.
• timeout: <Duration> — относительный сахар, равный deadline: Monotonic.now() + d. Codegen лоуэрит в _nova_monotonic_ns() + (int64_t)d.nanos.

Обе формы низводятся к абсолютному сроку в наносекундах (NovaFiberQueue.deadline_ns, 0 = нет срока).

Структурная конструкция, НЕ функция-обёртка. В отличие от ретрактируемого with_timeout[T](ms, fn() -> T) (std/concurrency), который берёт чистую fn() -> T и потому НЕ пропускает эффекты тела, supervised(deadline:) — часть самой keyword-конструкции: тело выполняется с любым effect-row (Http, Net, Fail[E], …), эффекты протекают наружу естественно.

Механика (таймер → отмена → TimeoutError).

1. Вход области. nova_scope_init наследует срок enclosing-области (_nova_active_scope->deadline_ns); codegen ужимает его собственным deadline:/timeout: через nova_deadline_combine (минимум ненулевых — внутренний срок может только УЖЕСТОЧИТЬ, никогда не продлить внешний).
2. Драйв. nova_supervised_run_impl ограничивает свою idle-парковку сроком (_nova_scope_deadline_run_once: armed stack-timer + uv_run(UV_RUN_ONCE)), так что drain-loop просыпается в точке срока даже когда все волокна запаркованы на далёком Time.sleep/сетевом ожидании.
3. Истечение. В точке срока (и только если область ещё не отменена cancel- токеном — earliest-of-two) доставляется кооперативная областная отмена ровно тем же путём, что cancel: (nova_scope_deliver_cancel: cancel_requested
   • wake всех запаркованных волокон + worker-fibers + driver). Sleep/сетевой park прерывается РАНО (не досыпает до конца), cleanup’ы (defer/consume) добегают (completes-by-default, §3a).
4. Наружу. По завершении drain, если срок сработал, наружу летит типизированный TimeoutError { deadline_ns i64 } (prelude/errors) — ловится with Fail[TimeoutError] или is TimeoutError (D54/174.3). Таймер гасится при нормальном выходе (stack-timer — ноль утечки).

USER-precedence. Если внутри области случилась НАСТОЯЩАЯ user-ошибка И истёк срок — наружу летит user-ошибка (не TimeoutError): срок лишь отменил siblings. Только CANCEL-исход (или его отсутствие) при сработавшем сроке → TimeoutError.

Нулевой / отрицательный / прошедший срок. timeout: 0 (или прошедший deadline:) → срок истёк немедленно: дети отменяются на первом suspend, наружу TimeoutError. Значение runtime’ное (выражение Duration/Monotonic) — не compile-ошибка; мгновенный таймаут — принцип D317 (никогда silent-мусор).

Вложенность (пропагация точки). Плоский нижележащий supervised {} без своего срока наследует ambient-срок через nova_scope_init (ноль изменений codegen — byte-identical для не-deadline областей). Внутренний supervised(timeout: 30s) внутри внешнего supervised(timeout: 100ms) эффективно ограничен 100ms.

Longjmp-safety. Throw (в т.ч. TimeoutError), пробивающий тело внешней области, чей run-loop ещё не исполнялся, восстанавливает _nova_active_scope (a) в nova_supervised_run_impl на всех путях выхода и (b) в with Fail[...]- блоке при входе/выходе — иначе следующая область унаследовала бы deadline_ns из освобождённого stack-фрейма (spurious immediate TimeoutError).

Отличие от CleanupTimeoutError (D192). Та — про cleanup-бюджет ОДНОГО ресурса (ретракнута §3a в пользу watchdog-варна); эта — про срок ЦЕЛОЙ области (bounded-shutdown). Разные типы, разные механизмы.

Ретракция with_timeout (§3a п.4) — UNBLOCKED, отложена маркером. Теперь, когда supervised(timeout:) приземлён, with_timeout[T]/within[T] (std/concurrency/cancellation.nv) субсумированы и подлежат удалению вместе с миграцией ~7 тест-ссылок. Не сделано в этом заходе (не «дёшево/безопасно» — cancellation.nv уже независимо сломан retired-API-дрейфом) → маркер [M-174-retract-with-timeout]. race2 остаётся до общего race (173.1 §2a).

Реализация: parser parse_supervised (мультиаргумент); AST Supervised { body, cancel, deadline: Option<SupervisedDeadline{expr, relative} >}; codegen emit_supervised (.nanos-извлечение + nova_deadline_combine); runtime nova_rt/fibers.h (NovaFiberQueue.deadline_ns/saved_active_scope, nova_scope_init inherit, nova_deadline_combine/nova_scope_deliver_cancel/ _nova_scope_deadline_run_once/nova_throw_scope_timeout + run_impl deadline-gate); typed-throw splice _nova_throw_scope_timeout_impl (по образцу CleanupTimeoutError); with Fail[...] active-scope restore. Тесты: std/concurrency/supervised_deadline_test.nv (8/8: within-budget; timeout→TimeoutError+is; sleep interrupted early <2000ms для sleep(5000); абсолютный deadline; вложенность inner-can’t-extend; deadline+cancel earliest-of-two ×2; zero→immediate).

D414. Structured error propagation — primary-selection precedence, detach-policy, channel closed-vs-value (Plan 173 Ф.3)

Дом Ф.3-остатка плана 173 (structured-concurrency error handling), поверх субстрата 173.0 (per-slot child_error[] + serialized decision-loop). Расширяет D50 (spawn/detach), D75 (supervised), D94 (select); опирается на D13 (три уровня катастрофы). Owner sign-off 2026-06-21 (§3a/§3b); реализация 2026-07-09.

§1. Primary-selection precedence: PANIC > USER/USER_TYPED > CANCEL

Когда supervised/parallel for-scope удержал несколько падений детей разных kind (субстрат 173.0 хранит каждое в своём слоте child_error[], не схлопывает), при дефолтной эскалации (нет супервизора — D50/173.2) primary (перевыбрасывается наружу) выбирается строгим рангом:

Правило overwrite: входящая ошибка становится primary ⇔ rank(incoming) > rank(current) (строго больше → ties keep-first: first-PANIC-wins, first-USER-wins, first-CANCEL-wins). Не-primary ошибки уходят в suppressed- карман (D158 / Ф.4 — MultiError-агрегация).

Инварианты и мотивация.

• D13-соундность: panic ребёнка всегда становится primary, даже если реальная USER-ошибка была записана раньше — panic не должен «прятаться» за ловимой ошибкой (иначе with Fail[E] на call-site мог бы проглотить процесс- катастрофу). Порядок прибытия под M:N недетерминирован — ранг делает выбор детерминированным.
• USER > CANCEL: реальная ошибка приоритетнее отмены (Go errgroup делает first-wins и теряет реальную ошибку, если отмена случилась раньше — у Nova не теряется). CANCEL — производное состояние (siblings отменены из-за первого падения), оно не должно вытеснять корневую причину.

Реализация. nova_throw_kind_precedence(NovaThrowKind) (nova_rt/fibers.h) — единый ранг; используется обеими report-точками: nova_fiber_report_error_kinded (local/single-thread) и nova_fiber_report_atomic_kinded (M:N cross-worker CAS-loop). Заменяет прежнюю 2-уровневую CANCEL→USER-таблицу (роняла входящий PANIC на уже-записанном USER). Тест: nova_tests/expected_runtime/supervised_precedence_panic_over_user.nv (10 USER + 10 PANIC детей → primary детерминированно PANIC, ×5 стабильно). Стыкуется с catchability-инвариантом Ф.4 п.6.

§2. detach error-policy + enforcement эффекта Detach

Enforcement (checker, CapabilityCtx). detach { … } — fire-and-forget задача, переживающая caller’а (orphan fiber, глобальный supervisor, не локальный scope) — это наблюдаемый capability и требует эффект Detach в effect-row enclosing-fn (норма D50, ранее не проверялась — bootstrap-gap). Checker отвергает detach без Detach чистым [E_DETACH_REQUIRES_EFFECT]. Разрешено без объявления когда:

• effect-root — тело test-блока (нет сигнатуры; корень, как main для скрипта) → bare detach легален (гасится дефолт-handler’ом);
• ambient handler — with Detach = … в лексическом scope (эффект погашен на месте; with_handler_stack-проверка);
• handler-op-литерал — тело операции effect X { op(){ detach … } } эффект-полиморфно (эффект — обязанность use-site handler’а, не definition-site); capability-walker такие тела не обходит. Полная HOF-эффект-полиморфная проверка (Swift rethrows-аналог) — вне периметра 173 (см. хаб НЕ-цели).

Тесты: neg nova_tests/err173/neg/f3_detach_requires_effect (fn без Detach → [E_DETACH_REQUIRES_EFFECT]); pos nova_tests/err173_2/detach_effect_ok_test (fn с Detach + test-root).

Error-policy словарь (runtime). Что происходит с ошибкой/паникой в detached- fiber’е (у сироты нет call-site, некому вернуть Result):

• LogAndDrop (default) — throw из orphan-тела → fprintf(stderr, …) + fiber умирает чисто; caller НЕ abort’ится, другие orphans + main продолжают (runtime.c, §3.1). panic — critical-класс с D13-семантикой («fiber мёртв»). Паритет Go go fn() (паника горутины роняет процесс — Nova orphan-panic логируется, процесс жив по дефолту), tokio JoinHandle-drop.
• escalate-to-scope (opt-in, design) — детач привязывается к enclosing supervised-scope вместо глобального orphan-supervisor’а: ошибка сироты эскалируется в scope (участвует в §1-precedence как обычный child-fail). Это opt-in, т.к. противоречит fire-and-forget-семантике дефолта (сирота по определению переживает scope). Рычаг привязки — будущий detach in <scope> / атрибут; runtime-часть отслеживается [M-173-detach-escalate-to-scope] (нужен scope-handle у detach-примитива + участие в decision-loop). Дефолт остаётся LogAndDrop (изменение семантики orphan’а — owner-gated).

§3. Channel closed-vs-value — recv → Option канон + select None-арм

Канон (Ред. 2, sign-off). Channel[T].recv() -> Option[T] ОСТАЁТСЯ (D91/D94); Result-миграции не будет. None ⇔ канал closed И буфер пуст (после close буфер сперва дренится, потом None). try_recv() различает EMPTY (пусто, открыт) от closed через is_closed(). Это механизм, на котором стоит 173.1-десугар parallel for (completion-order dense через Option-канал). Прямое различение: match rx.recv() { Some(v) => …; None => closed }.

Select None-арм (реализовано Plan 173 Ф.3 п.3). Раньше select не различал Some(v) от None в dispatch (bootstrap-упрощение — любой ready recv-арм срабатывал). Теперь recv-арм несёт паттерн (SelectSlot.want_none, channels.h):

• Some(v) = rx — ready только когда есть значение (count > 0);
• None = rx — ready только когда closed и буфер пуст;
• _ = rx — ready на любой результат (value ИЛИ closed).

Readiness — в nova_select_try_immediate (централизованно; park-путь re-check’ает). close() будит запаркованные select-recv-waiters → None-арм срабатывает при переходе канала в closed. Edge (документирован): одинокий None = rx на уже-closed канале с непустым буфером не срабатывает (ждёт пустоты; дренаж — задача sibling Some-арма); без sibling’а → panic "select: all channels closed" (чистый отказ, не hang) — идиоматично None пара́ется с Some на том же канале.

Тесты: nova_tests/err173_2/{channel_closed_vs_value,select_none_arm}_test (recv-различение; select None/Some/wildcard на value/closed/multi-channel; буфер-дренаж-до-None; wildcard-регресс).

§4. supervised — value-expression; parallel for → []T — канальный сбор, completion-order dense (Plan 173.1, 2026-07-09)

supervised { … v } — value-expression (Ф.1). Возвращает trailing-выражение тела, вычисленное ПОСЛЕ join’а всех детей (post-join — мутации детей видны в v). Void-форма — unit. Bootstrap-заглушка «возвращает unit» снята. parallel for = сахар над этой формой. Codegen: результат объявляется вне scope-C-блока; unit-типизированный trailing остаётся eager/pre-join (байт-паритет со старым поведением — типичный случай «spawn {…} последним стейтментом»).

parallel for x in xs { f(x) } → []T (Ф.2) — для ЛЮБОГО T и ЛЮБОГО итератора. Сбор через канал, семантика §2.3 плана 173.1:

• Клон-в-родителе: Sender-клон создаётся в РОДИТЕЛЕ на момент spawn (writer_count++ строго ДО закрытия родительского tx) и move’ится в ребёнка; ребёнок владеет и закрывает клон на любом выходе (success/throw/cancel).
• Транспорт элемента: int-скаляры ≤64 бит — прямо в слот канала; heap-указатели — через intptr_t; value-типы (f64/str/value-record/tuple/ Option/Result) — boxed-копией (GC-бокс; drain разыменовывает и пушит копию). Политика одна на send/recv-стороны (parfor_chan_repr).
• Дренаж внутри scope: выделенный drain-fiber — единственный потребитель; recv() до None (= последний клон закрыт), push в Vec[T]. Плотный сбор, completion order — упавший ребёнок не шлёт (дыр нет); итерационный порядок НЕ гарантирован (нужен порядок — xs.sort()).
• Back-pressure: буфер K = min(len, CAP), CAP = 16 — память O(CAP), не O(N); ленивый итератор (Iter-protocol, без len()) → сразу CAP.
• Escalate: ошибка ребёнка → отмена siblings + re-throw после дренажа (субстрат 173.0) — накопленный массив НЕ возвращается. Stop-стратегия (супервизор) — 173.2.
• Прежний примитив-whitelist {int,bool,f64,str} + slot-запись result.data[idx] + interim-guard [E_PARFOR_RESULT_UNSUPPORTED] — УДАЛЕНЫ (D71-amend; [M-parfor-record-result-miscompile] закрыт).

Runtime-хардненинг канала (обнаружено канальным сбором при N≥1000, armed M:N):

• [M-chan-spurious-wake-retry] — send/recv обязаны ретраить spurious wake (не fired, канал открыт): прежний send молча РОНЯЛ значение, прежний recv возвращал ложный None (Go chansend/chanrecv — та же петля).
• [M-chan-close-phantom-zero] — close-side wake не ставит fired=1 (fired = «значение передано»): прежний CAS давал parked-recv фантомный Some(0) (len = N+1) и ложный «отправлено» parked-send’у.

Тесты: nova_tests/err173_1/ — parfor_elem_matrix (вся матрица видов элемента), parfor_iter_edge (Iter-протокол без len / пустой / один / completion-плотность / N=2000 back-pressure / Escalate), supervised_value_smoke, neg/parfor_openended_range; nova_tests/concurrency/parallel_for_array.nv (set-equality канон для user-тестов).