rb tree，全稱是red-black tree，又稱為「紅黑樹」。紅黑樹本質上是一種二叉查詢樹，但它在二叉查詢樹的基礎上額外新增了乙個標記（顏色），同時具有一定的規則。這些規則使紅黑樹保證了一種平衡，插入、刪除、查詢的最壞時間複雜度都為o(logn)。
每個節點不是紅色就是黑色
根結點永遠都是黑色
所有葉節點都是黑色（注意這裡說葉子節點其實是上圖中的nil節點）
父子節點不同為紅色
從任一節點到其子樹中每個葉子節點的r任一路徑都包含相同數量的黑色節點
注意：
性質(3)中的葉子節點，是只為空(nil或null)的節點。性質(5)，確保沒有一條路徑會比其他路徑長出倆倍。因而，紅黑樹是相對是接近平衡的二叉樹。
簡略記憶：「右子變老子」，左旋中的「左」，意味著「被旋轉的節點將變成乙個左節點」。如圖所示
旋轉點右孩子的左子樹(b)變成旋轉點的右子樹
旋轉點右孩子頂替旋轉點位置
修改旋轉點與右孩子關係
* 左旋 右子節點變為父節點（原父節點變為右子節點的左節點）
*/inline void
_rb_tree_rotate_left(_rb_tree_node_base* __x, _rb_tree_node_base*& __root)
簡略記憶：「左子變老子」，右旋中的「右」，意味著「被旋轉的節點將變成乙個右節點」。如圖所示
旋轉點左孩子的右子樹(b)變成旋轉點的左子樹
旋轉點左孩子頂替旋轉點位置
修改旋轉點與右孩子關係
* 右旋 左子節點變為父節點（原父節點變為左孩子的右孩子）
*/inline void
_rb_tree_rotate_right(_rb_tree_node_base* __x, _rb_tree_node_base*& __root)
紅黑樹的插入操作主要步驟如下：
假設：
x：新節點（預設紅色）強調：只有當父節點p為紅色時需要調整樹形!!!插入節點分為以下情況：p：父節點
s：伯父節點（父節點的兄弟節點）
g：祖父節點
gg：曾祖父節點
父節點是紅色，伯父節點也是黑色（或nil），祖父節點必定是黑色。父節點、祖父節點變色（父節點變為黑色，祖父節點變為紅色）父子節點同側，即，子節點、父節點、以及祖父節點是直線型。
單旋，以祖父節點為旋轉點
父節點是紅色，伯父節點也是黑色（或nil），祖父節點必定是黑色。單旋，以父節點為旋轉點父子節點異側，即，子節點、父節點、以及祖父節點是非直線型。
把父節點作為「新節點」
按狀況3：父紅，伯黑（或nil），父子同側繼續處理
父節點是紅色，伯父節點也是紅色，祖父節點必定是黑色。變色把祖父節點作為「新節點」
向上繼續調整：
3.1 曾祖父節點為黑色，結束
3.2 當前新節點為根，直接設定成黑色，結束
3.3 曾祖父節點為紅色，所屬狀況，繼續調整樹形
/* 狀況3：父(左)紅，伯(右)黑(或nil)，新節點為左子 */
__x->_m_parent->_m_color = _s_rb_tree_black;
__x->_m_parent->_m_parent->_m_color = _s_rb_tree_red;
_rb_tree_rotate_right(__x->_m_parent->_m_parent, __root);}}
else
else
/* 狀況3：父(右)紅，伯(左)黑(或nil)，新節點為右子 */
__x->_m_parent->_m_color = _s_rb_tree_black;
__x->_m_parent->_m_parent->_m_color = _s_rb_tree_red;
_rb_tree_rotate_left(__x->_m_parent->_m_parent, __root);}}
} __root->_m_color = _s_rb_tree_black; // 根節點設定為黑色
}紅黑樹可以看成是具有特殊性質的二叉查詢樹，因此紅黑樹的刪除過程可分為兩步：
二叉查詢樹的刪除分為以下情況：
刪除節點是葉子節點，直接刪除；
刪除節點只有左孩子（或右孩子），孩子節點替代刪除節點位置；
刪除節點有兩個孩子，選擇乙個合適的子孫節點替代刪除節點位置，該節點稱為繼承節點。
按照二叉查詢樹的規則刪除節點後，還需要檢查是非滿足紅黑樹的性質。
根據紅黑樹的性質，主要是性質4）父子節點不同為紅色，性質5）從任一節點到其子樹中每個葉子節點的r任一路徑都包含相同數量的黑色節點。
待補充。。。
重溫資料結構：深入理解紅黑樹
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