本文將會透徹理解什麼是紅黑樹，有什麼特點、優點與缺點，與其它樹結構（二叉查詢樹、平衡二叉樹、2-3-4樹）有什麼區別和聯絡。寫作本文的目的旨在加深自己的理解，文中許多內容參考了網路上的文章並根據自己的理解進行了整理。
紅黑樹（英語：red–black tree），一種二叉查詢樹，但在每個結點上增加乙個儲存位表示結點的顏色，可以是red或black。紅黑樹，作為一棵二叉查詢樹，滿足二叉查詢樹的一般性質。下面，來了解下 二叉查詢樹的一般性質。
二叉查詢樹，也稱有序二叉樹（ordered binary tree），或已排序二叉樹（sorted binary tree），是指一棵空樹或者具有下列性質的二叉樹：紅黑樹通過對任何一條從根到葉子的路徑上各個結點著色方式的限制，紅黑樹確保沒有一條路徑會比其他路徑長出倆倍，因而是接近平衡的。因此紅黑樹也是b樹（balance tree）的一種，紅黑樹相對於b樹來說，犧牲了部分平衡性以換取插入/刪除操作時少量的旋轉操作，整體來說效能要優於b樹(不容易不平衡，減少了再平衡操作)。下面是平衡二叉樹的性質：
平衡二叉樹的左子樹和右子樹都是平衡二叉樹，且左子樹和右子樹的深度之差的絕對值（平衡因子）不超過1。也就是說平衡二叉樹每個節點的平衡因子只可能是-1、0和1。在二叉查詢樹強制一般要求以外，紅黑樹增加了如下的額外要求：
節點是紅色或黑色。上述條件使紅黑樹具有如下特點：最深的的葉子節點的深度不會大於兩倍的最淺葉子節點的深度。所以，紅黑樹總是半平衡的。根是黑色。
葉子節點都是黑色（葉子是nil節點）。
葉子節點不包含資料。
每個紅色節點必須有兩個黑色的子節點。（從每個葉子到根的所有路徑上不能有兩個連續的紅色節點。）
從任一節點到其每個葉子的所有簡單路徑都包含相同數目的黑色節點。
為什麼會這樣？第六個屬性保證了擁有紅色節點的路徑要比純黑色節點的路徑長。所以最短的路徑 ，是只包含黑色節點的路徑。第五個屬性保證了沒有相連的紅色節點，所以最長的路徑，是紅黑交替的路徑。
紅黑樹的特點、優點與缺點
紅黑樹是二叉查詢樹，所以紅黑樹具有二叉查詢樹的所有特性。先說一下什麼是2-3-4樹？2-3-4樹是四階的 b樹(balance tree)，但不是二叉樹。它的結構有以下限制：紅黑樹是半平衡的，所以紅黑樹是b樹的一種但不嚴格符合b樹的平衡條件，即平衡因子的絕對值不大於１。
紅黑是用非嚴格的平衡來換取增刪節點時候旋轉次數的降低，因此在增加或者刪除節點的時候，根據不同情況，b樹旋轉的次數比紅黑樹要多。所以紅黑樹的插入、刪除效率更高！！！
由於b樹高度平衡(插入/刪除更容易引起不平衡)，因此b樹的search效率更高
一棵樹在查詢看來變得不平衡是因為子樹的高度相差很大。二叉樹為什麼會這麼容易變得不平衡，很簡單，因為它只有二叉，左右均有50%的概率，那麼插入n個節點全部都是左節點或者右節點的概率就是50%的n次方，如果是8叉樹，那麼這個概率就是12.5%的n次方。
樹的寬度越大，高度越小，這樣查詢起來越快。 我們也不能一下子就上256叉樹，即使那樣在海量節點情況下也抗不住，因此這種盲目寬度換高度的方案沒有可擴充套件性。我們需要找出一種動態的機制，讓一棵樹動態調整保持平衡。
2-3樹的平衡變換
如果是二叉樹，那麼你插入乙個節點，你只有最多1次機會保持子樹的高度不變，如果是乙個三叉樹，那麼就有2次機會。現在開始，我們為二叉樹添了一叉，變成了三叉樹。
二叉樹的時候，乙個節點有兩個分支，三叉樹的時候，有三個分支。乙個點可以將區間分為兩個部分區域，要想將乙個區間分為三個部分區域，就需要兩個點，因此三叉的情形下，節點儲存的是兩個點而不是乙個，如右下圖所示：
現在考慮插入乙個新節點，這個2-3樹怎麼保持平衡。非常簡單，我們知道，插入的位置一定是葉子，假設當前的樹是平衡的，現在分兩種情況：
1).插入的新葉子節點的父節點是乙個二叉節點
這種情況最簡單，二叉節點變三叉節點即可，如下圖所示：
2).插入的新葉子節點的父節點是乙個三叉節點
這種情況比較複雜。樹總是要長高的，保持平衡的方式就是同時長高，而這是不可能的，插入乙個節點只能讓該節點所在的子樹長高。然而，如果能將這個資訊上公升到根部，在根部長高，就實現了「同時長高」！
還是循著上面的那個思路，我們繼續增加樹叉的數量，我們把它增加到4！新節點的插入如下圖所示：
很遺憾，沒有完成任務，但是最終我們提出了兩個問題，只要解決了這兩個問題，所有問題就解決了。解決這兩個問題，無疑都要牽扯到節點p的父節點以及再往上的節點，有兩種可能：
可能性1：p的父節點pp是乙個二叉節點
這個太爽，我們直接把p以及它的子樹全部提到pp節點即可，類似b插入的情景，如下圖所示：
問題2解決。
可能性2：p的父節點pp是乙個三叉節點
這就有點不好辦了，不管怎樣先把p節點以及其子節點全部上提到pp，保持最底部的平衡性，這樣就可以遞迴解決了，此時我們又一次遇到了往乙個三叉節點裡面插入子節點的問題了，為了不增加樹高，唯一的方式就是膨脹成乙個四叉節點-寬度換高度。如下圖所示：
最後，我們發現，在遞迴的過程中，要麼碰到了p..p是個二叉節點，此時按照問題2的解決方式將當前節點的值直接提到p...p中，其子樹降低乙個高度，抵消增加的高度，平衡保持，遞迴結束，要麼遞迴到了根節點，此時只需要乙個**操作即可完美結束！
演進到紅黑樹
很顯然，通過上面的描述，我們似乎找到了乙個使樹保持平衡的方案，而且是相當完美的平衡！核心就是寬度和高度之間的博弈。我們總是可以用乙個寬度抵消一層高度，整個過程就是一次或者多次的一加一減，最終的結果還是0！
然而，這也不再是二叉樹了，有的節點變成了三叉，並且儲存了兩個值，該兩個值將區間分割成了三部分，是為三叉！因此在使用上就不如二叉樹方便，比較操作複雜化了。事實上，將三叉節點處理成二叉節點，這棵樹就成了紅黑樹！怎麼處理呢？很簡單！如下圖所示：
看到了吧，紅色節點就是從2-3樹中分出來的，為了維持一棵二叉樹而不是2-3樹，必須將三叉節點變成二叉節點，這是乙個寬度換高度得回退，即高度換寬度，當然代價就是不再完美平衡。
按照以上的這個變換，你自己試試看，可以變出兩個連續的紅節點嗎？no！下面我們來看一下它的最壞情況是什麼？ 還是以2-3樹分析，如果在一棵2-3樹中，最左邊路徑上的節點全部是三叉節點，而最右邊路徑上的節點都是二叉節點，那麼把它變換成二叉紅黑樹之後，就會發現最左邊的路徑上是紅黑間隔的節點，而最右邊的路徑上全部是黑節點，它們的高度差接近2倍。出現這樣的情況是令人悲哀的，但是也是極低概率的。
事實上， 2-3-4樹的每乙個結點都對應紅黑樹的一種結構，所以每一棵 2-3-4樹 也都對應一棵紅黑樹，下圖是 2-3-4樹不同結點與紅黑樹子樹的對應。紅黑樹的所有操作包括旋轉等，都可以對映到2-3樹中。
資料結構之紅黑樹
定義 紅黑樹是一顆二叉查詢樹，樹中結點顏色或為紅色或為黑色，且滿足如下條件 根結點和所有外結點的顏色為黑色 根結點到任意乙個外結點的路徑上沒有連續的兩個紅色結點，若乙個結點是紅色，則其兩個兒子結點都是黑色 根結點到任意外結點的路徑上都有相同數目的黑色結點。1 插入操作 插入操作可以概括為以下幾個步驟...
資料結構 紅黑樹
紅黑樹是二叉排序樹的改進，紅黑樹有幾個特點 1 節點只有2中顏色，紅色和黑色。2 根節點一定是黑色節點。3 紅色節點的子節點一定是黑色節點。4 黑色高度 根節點到每個葉子節點的路徑長度包含相同的黑色節點 相等。規定的插入的節點一定是紅色節點，紅黑樹的插入節點後需要調整的規則，插入節點需要調整的情況有...
資料結構 紅黑樹
一 紅黑樹 紅黑樹 red black tree 是一種自平衡二叉查詢樹，是在 電腦科學中用到的一種 資料結構 典型的用途是實現 關聯陣列 可以保證最長路徑不超過最短路徑的2倍，近似平衡。二 性質 性質1.節點是紅色或黑色。性質2.根節點是黑色。性質3 每個葉節點 nil節點，空節點 是黑色的。性質...