ZooKeeper 是一个分布式的，开放源码的分布式应用程序协调服务，它包含一个简单的原语集，分布式应用程序可以基于它实现同步服务，配置维护和命名服务等。 Zookeeper是hadoop的一个子项目，其发展历程无需赘述。在分布式应用中，由于工程师不能很好地使用锁机制，以及基于消息的协调机制不适合在 某些应用中使用，因此需要有一种可靠的、可扩展的、分布式的、可配置的协调机制来统一系统的状态。Zookeeper的目的就在于此。本文简单分析 zookeeper的工作原理，对于如何使用zookeeper不是本文讨论的重点。

1 Zookeeper的基本概念

1.1 角色

Zookeeper中的角色主要有以下三类，如下表所示：

系统模型如图所示：

1.2 设计目的

1.最终一致性：client不论连接到哪个Server，展示给它都是同一个视图，这是zookeeper最重要的性能。

2 .可靠性：具有简单、健壮、良好的性能，如果消息m被到一台服务器接受，那么它将被所有的服务器接受。

3 .实时性：Zookeeper保证客户端将在一个时间间隔范围内获得服务器的更新信息，或者服务器失效的信息。但由于网络延时等原因，Zookeeper不能保证两个客户端能同时得到刚更新的数据，如果需要最新数据，应该在读数据之前调用sync()接口。

4 .等待无关（wait-free）：慢的或者失效的client不得干预快速的client的请求，使得每个client都能有效的等待。

5.原子性：更新只能成功或者失败，没有中间状态。

6 .顺序性：包括全局有序和偏序两种：全局有序是指如果在一台服务器上消息a在消息b前发布，则在所有Server上消息a都将在消息b前被发布；偏序是指如果一个消息b在消息a后被同一个发送者发布，a必将排在b前面。

2 ZooKeeper的工作原理

Zookeeper 的核心是原子广播，这个机制保证了各个Server之间的同步。实现这个机制的协议叫做Zab协议。Zab协议有两种模式，它们分别是恢复模式（选主）和 广播模式（同步）。当服务启动或者在领导者崩溃后，Zab就进入了恢复模式，当领导者被选举出来，且大多数Server完成了和leader的状态同步以 后，恢复模式就结束了。状态同步保证了leader和Server具有相同的系统状态。

为 了保证事务的顺序一致性，zookeeper采用了递增的事务id号（zxid）来标识事务。所有的提议（proposal）都在被提出的时候加上了 zxid。实现中zxid是一个64位的数字，它高32位是epoch用来标识leader关系是否改变，每次一个leader被选出来，它都会有一个新 的epoch，标识当前属于那个leader的统治时期。低32位用于递增计数。

每个Server在工作过程中有三种状态：

• LOOKING：当前Server不知道leader是谁，正在搜寻
• LEADING：当前Server即为选举出来的leader
• FOLLOWING：leader已经选举出来，当前Server与之同步

2.1 选主流程

当 leader崩溃或者leader失去大多数的follower，这时候zk进入恢复模式，恢复模式需要重新选举出一个新的leader，让所有的 Server都恢复到一个正确的状态。Zk的选举算法有两种：一种是基于basic paxos实现的，另外一种是基于fast paxos算法实现的。系统默认的选举算法为fast paxos。先介绍basic paxos流程：

1. 1 .选举线程由当前Server发起选举的线程担任，其主要功能是对投票结果进行统计，并选出推荐的Server；
2. 2 .选举线程首先向所有Server发起一次询问(包括自己)；
3. 3 .选举线程收到回复后，验证是否是自己发起的询问(验证zxid是否一致)，然后获取对方的id(myid)，并存储到当前询问对象列表中，最后获取对方提议的leader相关信息(id,zxid)，并将这些信息存储到当次选举的投票记录表中；
4. 4.  收到所有Server回复以后，就计算出zxid最大的那个Server，并将这个Server相关信息设置成下一次要投票的Server；
5. 5.  线程将当前zxid最大的Server设置为当前Server要推荐的Leader，如果此时获胜的Server获得n/2 + 1的Server票数， 设置当前推荐的leader为获胜的Server，将根据获胜的Server相关信息设置自己的状态，否则，继续这个过程，直到leader被选举出来。

通过流程分析我们可以得出：要使Leader获得多数Server的支持，则Server总数必须是奇数2n+1，且存活的Server的数目不得少于n+1.

每个Server启动后都会重复以上流程。在恢复模式下，如果是刚从崩溃状态恢复的或者刚启动的server还会从磁盘快照中恢复数据和会话信息，zk会记录事务日志并定期进行快照，方便在恢复时进行状态恢复。选主的具体流程图如下所示：

fast paxos流程是在选举过程中，某Server首先向所有Server提议自己要成为leader，当其它Server收到提议以后，解决epoch和 zxid的冲突，并接受对方的提议，然后向对方发送接受提议完成的消息，重复这个流程，最后一定能选举出Leader。其流程图如下所示：

2.2 同步流程

选完leader以后，zk就进入状态同步过程。

1. 1. leader等待server连接；
2. 2 .Follower连接leader，将最大的zxid发送给leader；
3. 3 .Leader根据follower的zxid确定同步点；
4. 4 .完成同步后通知follower 已经成为uptodate状态；
5. 5 .Follower收到uptodate消息后，又可以重新接受client的请求进行服务了。

流程图如下所示：

2.3 工作流程

2.3.1 Leader工作流程

Leader主要有三个功能：

1. 1 .恢复数据；
2. 2 .维持与Learner的心跳，接收Learner请求并判断Learner的请求消息类型；
3. 3 .Learner的消息类型主要有PING消息、REQUEST消息、ACK消息、REVALIDATE消息，根据不同的消息类型，进行不同的处理。

PING 消息是指Learner的心跳信息；REQUEST消息是Follower发送的提议信息，包括写请求及同步请求；ACK消息是Follower的对提议 的回复，超过半数的Follower通过，则commit该提议；REVALIDATE消息是用来延长SESSION有效时间。
Leader的工作流程简图如下所示，在实际实现中，流程要比下图复杂得多，启动了三个线程来实现功能。

2.3.2 Follower工作流程

Follower主要有四个功能：

1. 1. 向Leader发送请求（PING消息、REQUEST消息、ACK消息、REVALIDATE消息）；
2. 2 .接收Leader消息并进行处理；
3. 3 .接收Client的请求，如果为写请求，发送给Leader进行投票；
4. 4 .返回Client结果。

Follower的消息循环处理如下几种来自Leader的消息：

1. 1 .PING消息： 心跳消息；
2. 2 .PROPOSAL消息：Leader发起的提案，要求Follower投票；
3. 3 .COMMIT消息：服务器端最新一次提案的信息；
4. 4 .UPTODATE消息：表明同步完成；
5. 5 .REVALIDATE消息：根据Leader的REVALIDATE结果，关闭待revalidate的session还是允许其接受消息；
6. 6 .SYNC消息：返回SYNC结果到客户端，这个消息最初由客户端发起，用来强制得到最新的更新。

Follower的工作流程简图如下所示，在实际实现中，Follower是通过5个线程来实现功能的。

对于observer的流程不再叙述，observer流程和Follower的唯一不同的地方就是observer不会参加leader发起的投票。

2.4重要概念 
2.4.1 ZNode
前文已介绍了ZNode, ZNode根据其本身的特性，可以分为下面两类：

• Regular ZNode: 常规型ZNode, 用户需要显式的创建、删除
• Ephemeral ZNode: 临时型ZNode, 用户创建它之后，可以显式的删除，也可以在创建它的Session结束后，由ZooKeeper Server自动删除

ZNode还有一个Sequential的特性，如果创建的时候指定的话，该ZNode的名字后面会自动Append一个不断增加的SequenceNo。

2.4.2 Session
Client与ZooKeeper之间的通信，需要创建一个Session，这个Session会有一个超时时间。因为ZooKeeper集群会把
Client的Session信息持久化，所以在Session没超时之前，Client与ZooKeeper
Server的连接可以在各个ZooKeeper Server之间透明地移动。

在实际的应用中，如果Client与Server之间的通信足够频繁，Session的维护就不需要其它额外的消息了。否则，ZooKeeper
Client会每t/3 ms发一次心跳给Server，如果Client 2t/3
ms没收到来自Server的心跳回应，就会换到一个新的ZooKeeper Server上。这里t是用户配置的Session的超时时间。

2.4.3 Watcher
ZooKeeper支持一种Watch操作，Client可以在某个ZNode上设置一个Watcher，来Watch该ZNode上的变化。如果该
ZNode上有相应的变化，就会触发这个Watcher，把相应的事件通知给设置Watcher的Client。需要注意的是，ZooKeeper中的
Watcher是一次性的，即触发一次就会被取消，如果想继续Watch的话，需要客户端重新设置Watcher。这个跟epoll里的oneshot模
式有点类似。

2.5 ZooKeeper特性 
2.5.1 读、写(更新)模式
在ZooKeeper集群中，读可以从任意一个ZooKeeper
Server读，这一点是保证ZooKeeper比较好的读性能的关键；写的请求会先Forwarder到Leader，然后由Leader来通过
ZooKeeper中的原子广播协议，将请求广播给所有的Follower，Leader收到一半以上的写成功的Ack后，就认为该写成功了，就会将该写
进行持久化，并告诉客户端写成功了。

2.5.2 WAL和Snapshot
和大多数分布式系统一样，ZooKeeper也有WAL(Write-Ahead-Log)，对于每一个更新操作，ZooKeeper都会先写WAL,
然后再对内存中的数据做更新，然后向Client通知更新结果。另外，ZooKeeper还会定期将内存中的目录树进行Snapshot，落地到磁盘上，
这个跟HDFS中的FSImage是比较类似的。这么做的主要目的，一当然是数据的持久化，二是加快重启之后的恢复速度，如果全部通过Replay
WAL的形式恢复的话，会比较慢。

2.5.3 FIFO
对于每一个ZooKeeper客户端而言，所有的操作都是遵循FIFO顺序的，这一特性是由下面两个基本特性来保证的：一是ZooKeeper
Client与Server之间的网络通信是基于TCP，TCP保证了Client/Server之间传输包的顺序；二是ZooKeeper
Server执行客户端请求也是严格按照FIFO顺序的。

2.5.4 Linearizability
在ZooKeeper中，所有的更新操作都有严格的偏序关系，更新操作都是串行执行的，这一点是保证ZooKeeper功能正确性的关键。

ZooKeeper Client API

ZooKeeper Client Library提供了丰富直观的API供用户程序使用，下面是一些常用的API：

• create(path,
  data, flags): 创建一个ZNode, path是其路径，data是要存储在该ZNode上的数据，flags常用的有:
  PERSISTEN, PERSISTENT_SEQUENTAIL, EPHEMERAL, EPHEMERAL_SEQUENTAIL
• delete(path, version): 删除一个ZNode，可以通过version删除指定的版本, 如果version是-1的话，表示删除所有的版本
• exists(path,
  watch):
  判断指定ZNode是否存在，并设置是否Watch这个ZNode。这里如果要设置Watcher的话，Watcher是在创建ZooKeeper实例时
  指定的，如果要设置特定的Watcher的话，可以调用另一个重载版本的exists(path,
  watcher)。以下几个带watch参数的API也都类似
• getData(path, watch): 读取指定ZNode上的数据，并设置是否watch这个ZNode
• setData(path, watch): 更新指定ZNode的数据，并设置是否Watch这个ZNode
• getChildren(path, watch): 获取指定ZNode的所有子ZNode的名字，并设置是否Watch这个ZNode
• sync(path): 把所有在sync之前的更新操作都进行同步，达到每个请求都在半数以上的ZooKeeper Server上生效。path参数目前没有用
• setAcl(path, acl): 设置指定ZNode的Acl信息
• getAcl(path): 获取指定ZNode的Acl信息

主流应用场景：

Zookeeper的主流应用场景实现思路

(1)配置管理
集中式的配置管理在应用集群中是非常常见的，一般商业公司内部都会实现一套集中的配置管理中心，应对不同的应用集群对于共享各自配置的需求，并且在配置变更时能够通知到集群中的每一个机器。

Zookeeper很容易实现这种集中式的配置管理，比如将APP1的所有配置配置到/APP1 znode下，APP1所有机器一启动就对/APP1这个节点进行监控(zk.exist("/APP1",true)),并且实现回调方法Watcher，那么在zookeeper上/APP1 znode节点下数据发生变化的时候，每个机器都会收到通知，Watcher方法将会被执行，那么应用再取下数据即可(zk.getData("/APP1",false,null));

以上这个例子只是简单的粗颗粒度配置监控，细颗粒度的数据可以进行分层级监控，这一切都是可以设计和控制的。     
(2)集群管理 
应用集群中，我们常常需要让每一个机器知道集群中（或依赖的其他某一个集群）哪些机器是活着的，并且在集群机器因为宕机，网络断链等原因能够不在人工介入的情况下迅速通知到每一个机器。

Zookeeper同样很容易实现这个功能，比如我在zookeeper服务器端有一个znode叫/APP1SERVERS,那么集群中每一个机器启动的时候都去这个节点下创建一个EPHEMERAL类型的节点，比如server1创建/APP1SERVERS/SERVER1(可以使用ip,保证不重复)，server2创建/APP1SERVERS/SERVER2，然后SERVER1和SERVER2都watch /APP1SERVERS这个父节点，那么也就是这个父节点下数据或者子节点变化都会通知对该节点进行watch的客户端。因为EPHEMERAL类型节点有一个很重要的特性，就是客户端和服务器端连接断掉或者session过期就会使节点消失，那么在某一个机器挂掉或者断链的时候，其对应的节点就会消失，然后集群中所有对/APP1SERVERS进行watch的客户端都会收到通知，然后取得最新列表即可。

另外有一个应用场景就是集群选master,一旦master挂掉能够马上能从slave中选出一个master,实现步骤和前者一样，只是机器在启动的时候在APP1SERVERS创建的节点类型变为EPHEMERAL_SEQUENTIAL类型，这样每个节点会自动被编号

我们默认规定编号最小的为master,所以当我们对/APP1SERVERS节点做监控的时候，得到服务器列表，只要所有集群机器逻辑认为最小编号节点为master，那么master就被选出，而这个master宕机的时候，相应的znode会消失，然后新的服务器列表就被推送到客户端，然后每个节点逻辑认为最小编号节点为master，这样就做到动态master选举。

（3） 名字服务(NameService) 
分布式应用中，通常需要一套完备的命令机制，既能产生唯一的标识，又方便人识别和记忆。 我们知道，每个ZNode都可以由其路径唯一标识，路径本身也比较简洁直观，另外ZNode上还可以存储少量数据，这些都是实现统一的 NameService的基础。下面以在HDFS中实现NameService为例，来说明实现NameService的基本布骤:

• 目标：通过简单的名字来访问指定的HDFS机群
• 定 义命名规则：这里要做到简洁易记忆。下面是一种可选的方案： [serviceScheme://][zkCluster]-[clusterName]，比如hdfs://lgprc-example/表示基于 lgprc ZooKeeper集群的用来做example的HDFS集群
• 配置DNS映射: 将zkCluster的标识lgprc通过DNS解析到对应的ZooKeeper集群的地址
• 创建ZNode: 在对应的ZooKeeper上创建/NameService/hdfs/lgprc-example结点，将HDFS的配置文件存储于该结点下
• 用 户程序要访问hdfs://lgprc-example/的HDFS集群，首先通过DNS找到lgprc的ZooKeeper机群的地址，然后在 ZooKeeper的/NameService/hdfs/lgprc-example结点中读取到HDFS的配置，进而根据得到的配置，得到HDFS的 实际访问入口

（4）组员管理(Group Membership) 
在典型的Master-Slave结构的分布式系统中，Master需要作为“总管”来管理所有的Slave, 当有Slave加入，或者有Slave宕机，Master都需要感知到这个事情，然后作出对应的调整，以便不影响整个集群对外提供服务。以HBase为 例，HMaster管理了所有的RegionServer，当有新的RegionServer加入的时候，HMaster需要分配一些Region到该 RegionServer上去，让其提供服务；当有RegionServer宕机时，HMaster需要将该RegionServer之前服务的 Region都重新分配到当前正在提供服务的其它RegionServer上，以便不影响客户端的正常访问。下面是这种场景下使用ZooKeeper的基 本步骤：

• Master在ZooKeeper上创建/service/slaves结点，并设置对该结点的Watcher
• 每个Slave在启动成功后，创建唯一标识自己的临时性(Ephemeral)结点/service/slaves/${slave_id}，并将自己地址(ip/port)等相关信息写入该结点
• Master收到有新子结点加入的通知后，做相应的处理
• 如果有Slave宕机，由于它所对应的结点是临时性结点，在它的Session超时后，ZooKeeper会自动删除该结点
• Master收到有子结点消失的通知，做相应的处理

（5）简单互斥锁(Simple Lock) 
我们知识，在传统的应用程序中，线程、进程的同步，都可以通过操作系统提供的机制来完成。但是在分布式系统中，多个进程之间的同步，操作系统层面就无能为 力了。这时候就需要像ZooKeeper这样的分布式的协调(Coordination)服务来协助完成同步，下面是用ZooKeeper实现简单的互斥 锁的步骤，这个可以和线程间同步的mutex做类比来理解：

• 多个进程尝试去在指定的目录下去创建一个临时性(Ephemeral)结点 /locks/my_lock
• ZooKeeper能保证，只会有一个进程成功创建该结点，创建结点成功的进程就是抢到锁的进程，假设该进程为A
• 其它进程都对/locks/my_lock进行Watch
• 当 A进程不再需要锁，可以显式删除/locks/my_lock释放锁；或者是A进程宕机后Session超时，ZooKeeper系统自动删除 /locks/my_lock结点释放锁。此时，其它进程就会收到ZooKeeper的通知，并尝试去创建/locks/my_lock抢锁，如此循环反 复

（6）互斥锁(Simple Lock without Herd Effect) 
上一节的例子中有一个问题，每次抢锁都会有大量的进程去竞争，会造成羊群效应(Herd Effect)，为了解决这个问题，我们可以通过下面的步骤来改进上述过程：

• 每个进程都在ZooKeeper上创建一个临时的顺序结点(Ephemeral Sequential) /locks/lock_${seq}
• ${seq}最小的为当前的持锁者(${seq}是ZooKeeper生成的Sequenctial Number)
• 其它进程都对只watch比它次小的进程对应的结点，比如2 watch 1, 3 watch 2, 以此类推
• 当前持锁者释放锁后，比它次大的进程就会收到ZooKeeper的通知，它成为新的持锁者，如此循环反复

这里需要补充一点，通常在分布式系统中用ZooKeeper来做Leader Election(选主)就是通过上面的机制来实现的，这里的持锁者就是当前的“主”。

（7）读写锁(Read/Write Lock) 
我们知道，读写锁跟互斥锁相比不同的地方是，它分成了读和写两种模式，多个读可以并发执行，但写和读、写都互斥，不能同时执行行。利用ZooKeeper，在上面的基础上，稍做修改也可以实现传统的读写锁的语义，下面是基本的步骤:

• 每个进程都在ZooKeeper上创建一个临时的顺序结点(Ephemeral Sequential) /locks/lock_${seq}
• ${seq}最小的一个或多个结点为当前的持锁者，多个是因为多个读可以并发
• 需要写锁的进程，Watch比它次小的进程对应的结点
• 需要读锁的进程，Watch比它小的最后一个写进程对应的结点
• 当前结点释放锁后，所有Watch该结点的进程都会被通知到，他们成为新的持锁者，如此循环反复

（8）屏障(Barrier) 
在分布式系统中，屏障是这样一种语义: 客户端需要等待多个进程完成各自的任务，然后才能继续往前进行下一步。下用是用ZooKeeper来实现屏障的基本步骤：

• Client在ZooKeeper上创建屏障结点/barrier/my_barrier，并启动执行各个任务的进程
• Client通过exist()来Watch /barrier/my_barrier结点
• 每个任务进程在完成任务后，去检查是否达到指定的条件，如果没达到就啥也不做，如果达到了就把/barrier/my_barrier结点删除
• Client收到/barrier/my_barrier被删除的通知，屏障消失，继续下一步任务

（9）双屏障(Double Barrier)
双屏障是这样一种语义: 它可以用来同步一个任务的开始和结束，当有足够多的进程进入屏障后，才开始执行任务；当所有的进程都执行完各自的任务后，屏障才撤销。下面是用ZooKeeper来实现双屏障的基本步骤：

进入屏障：

• Client Watch /barrier/ready结点, 通过判断该结点是否存在来决定是否启动任务
• 每个任务进程进入屏障时创建一个临时结点/barrier/process/${process_id}，然后检查进入屏障的结点数是否达到指定的值，如果达到了指定的值，就创建一个/barrier/ready结点，否则继续等待
• Client收到/barrier/ready创建的通知，就启动任务执行过程

离开屏障：

• Client Watch /barrier/process，如果其没有子结点，就可以认为任务执行结束，可以离开屏障

• 每个任务进程执行任务结束后，都需要删除自己对应的结点/barrier/process/${process_id}

Zookeeper 监视（Watches） 简介

Zookeeper
C API 的声明和描述在 include/zookeeper.h 中可以找到，另外大部分的 Zookeeper C API
常量、结构体声明也在 zookeeper.h 中，如果如果你在使用 C API 是遇到不明白的地方，最好看看
zookeeper.h，或者自己使用 doxygen 生成 Zookeeper C API 的帮助文档。

Zookeeper 中最有特色且最不容易理解的是监视(Watches)。Zookeeper 所有的读操作——getData(), getChildren(), 和 exists() 都
可以设置监视(watch)，监视事件可以理解为一次性的触发器， 官方定义如下： a watch event is one-time
trigger, sent to the client that set the watch, which occurs when the
data for which the watch was set changes。对此需要作出如下理解：

• （一次性触发）One-time trigger

  当
  设置监视的数据发生改变时，该监视事件会被发送到客户端，例如，如果客户端调用了 getData("/znode1", true) 并且稍后
  /znode1 节点上的数据发生了改变或者被删除了，客户端将会获取到 /znode1 发生变化的监视事件，而如果 /znode1
  再一次发生了变化，除非客户端再次对 /znode1 设置监视，否则客户端不会收到事件通知。

• （发送至客户端）Sent to the client

  Zookeeper
  客户端和服务端是通过 socket
  进行通信的，由于网络存在故障，所以监视事件很有可能不会成功地到达客户端，监视事件是异步发送至监视者的，Zookeeper
  本身提供了保序性(ordering guarantee)：即客户端只有首先看到了监视事件后，才会感知到它所设置监视的 znode 发生了变化(a
  client will never see a change for which it has set a watch until it
  first sees the watch event). 网络延迟或者其他因素可能导致不同的客户端在不同的时刻感知某一监视事件，但是不同的客户端所看到的一切具有一致的顺序。

• （被设置 watch 的数据）The data for which the watch was set

  这
  意味着 znode 节点本身具有不同的改变方式。你也可以想象 Zookeeper 维护了两条监视链表：数据监视和子节点监视(data
  watches and child watches) getData() and exists() 设置数据监视，getChildren()
  设置子节点监视。 或者，你也可以想象 Zookeeper 设置的不同监视返回不同的数据，getData() 和 exists() 返回
  znode 节点的相关信息，而 getChildren() 返回子节点列表。因此， setData()
  会触发设置在某一节点上所设置的数据监视(假定数据设置成功)，而一次成功的 create()
  操作则会出发当前节点上所设置的数据监视以及父节点的子节点监视。一次成功的 delete()
  操作将会触发当前节点的数据监视和子节点监视事件，同时也会触发该节点父节点的child watch。

Zookeeper
中的监视是轻量级的，因此容易设置、维护和分发。当客户端与 Zookeeper
服务器端失去联系时，客户端并不会收到监视事件的通知，只有当客户端重新连接后，若在必要的情况下，以前注册的监视会重新被注册并触发，对于开发人员来说
这通常是透明的。只有一种情况会导致监视事件的丢失，即：通过 exists() 设置了某个 znode 节点的监视，但是如果某个客户端在此
znode 节点被创建和删除的时间间隔内与 zookeeper 服务器失去了联系，该客户端即使稍后重新连接
zookeeper服务器后也得不到事件通知。

Zookeeper C API 常量与部分结构(struct)介绍

与 ACL 相关的结构与常量：

struct Id 结构为：

struct Id {     char * scheme;     char * id; };

struct ACL 结构为：

struct ACL {     int32_t perms;     struct Id id; };

struct ACL_vector 结构为：

struct ACL_vector {     int32_t count;     struct ACL *data; };

与 znode 访问权限有关的常量

• const int ZOO_PERM_READ; //允许客户端读取 znode 节点的值以及子节点列表。
• const int ZOO_PERM_WRITE;// 允许客户端设置 znode 节点的值。
• const int ZOO_PERM_CREATE; //允许客户端在该 znode 节点下创建子节点。
• const int ZOO_PERM_DELETE;//允许客户端删除子节点。
• const int ZOO_PERM_ADMIN; //允许客户端执行 set_acl()。
• const int ZOO_PERM_ALL;//允许客户端执行所有操作，等价与上述所有标志的或(OR) 。

与 ACL IDs 相关的常量

• struct Id ZOO_ANYONE_ID_UNSAFE; //(‘world’,’anyone’)
• struct Id ZOO_AUTH_IDS;// (‘auth’,’’)

三种标准的 ACL

• struct ACL_vector ZOO_OPEN_ACL_UNSAFE; //(ZOO_PERM_ALL,ZOO_ANYONE_ID_UNSAFE)
• struct ACL_vector ZOO_READ_ACL_UNSAFE;// (ZOO_PERM_READ, ZOO_ANYONE_ID_UNSAFE)
• struct ACL_vector ZOO_CREATOR_ALL_ACL; //(ZOO_PERM_ALL,ZOO_AUTH_IDS)

与 Interest 相关的常量：ZOOKEEPER_WRITE, ZOOKEEPER_READ

这 两个常量用于标识感兴趣的事件并通知 zookeeper 发生了哪些事件。Interest 常量可以进行组合或（OR）来标识多种兴趣(multiple interests: write, read)，这两个常量一般用于 zookeeper_interest() 和 zookeeper_process()两个函数中。

与节点创建相关的常量：ZOO_EPHEMERAL, ZOO_SEQUENCE

zoo_create 函数标志，ZOO_EPHEMERAL 用来标识创建临时节点，ZOO_SEQUENCE 用来标识节点命名具有递增的后缀序号(一般是节点名称后填充 10 位字符的序号，如 /xyz0000000000, /xyz0000000001, /xyz0000000002, ...)，同样地，ZOO_EPHEMERAL, ZOO_SEQUENCE 可以组合。

与连接状态 Stat 相关的常量

以下常量均与 Zookeeper 连接状态有关，他们通常用作监视器回调函数的参数。

与监视类型(Watch Types)相关的常量

以下常量标识监视事件的类型，他们通常用作监视器回调函数的第一个参数。

• ZOO_CREATED_EVENT; // 节点被创建(此前该节点不存在)，通过 zoo_exists() 设置监视。
• ZOO_DELETED_EVENT; // 节点被删除，通过 zoo_exists() 和 zoo_get() 设置监视。
• ZOO_CHANGED_EVENT; // 节点发生变化，通过 zoo_exists() 和 zoo_get() 设置监视。
• ZOO_CHILD_EVENT; // 子节点事件，通过zoo_get_children() 和 zoo_get_children2()设置监视。
• ZOO_SESSION_EVENT; // 会话丢失
• ZOO_NOTWATCHING_EVENT; // 监视被移除。

Zookeeper C API 错误码介绍 ZOO_ERRORS

Watch事件类型：

ZOO_CREATED_EVENT：节点创建事件，需要watch一个不存在的节点，当节点被创建时触发，此watch通过zoo_exists()设置
ZOO_DELETED_EVENT：节点删除事件，此watch通过zoo_exists()或zoo_get()设置
ZOO_CHANGED_EVENT：节点数据改变事件，此watch通过zoo_exists()或zoo_get()设置
ZOO_CHILD_EVENT：子节点列表改变事件，此watch通过zoo_get_children()或zoo_get_children2()设置
ZOO_SESSION_EVENT：会话失效事件，客户端与服务端断开或重连时触发
ZOO_NOTWATCHING_EVENT：watch移除事件，服务端出于某些原因不再为客户端watch节点时触发

注：以上整理自

ZooKeeper原理及使用