之前list中的陣列和鍊錶，查詢某個元素都存在乙個問題，需要遍歷所有元素，直到找到元素為止，效率比較低。
而雜湊表則是不在意儲存順序，只希望快速找到元素。
每個物件計算雜湊碼，根據雜湊碼儲存在對應的位置上。出現雜湊衝突的時候就往鍊錶上新增，元素衝突的多的話轉為紅黑樹。如果雜湊表太滿，需要再雜湊，建立乙個更大的雜湊表，把元素放進新的雜湊表，原雜湊表丟棄。
裝填因子決定何時再雜湊，預設為0.75。
參考自安卓大叔的部落格30張圖帶你徹底理解紅黑樹
紅黑樹操作包含兩種：旋轉，反色
需要遵守的約束：
每個節點要不是黑色，要不是紅色
根節點是黑色的
每個葉子節點是黑色的
每個紅色節點的兩個子節點一定都是黑色的
任意一節點到每個子節點的路徑都包含數量相同的黑節點。
5.1 如果乙個節點存在黑子節點，那麼該節點肯定有兩個子節點。
節點的定義：
紅黑樹自平衡操作：
但要保持紅黑樹的性質，結點不能亂挪，還得靠變色了。怎麼變？具體情景又不同變法，後面會具體講到，現在只需要記住紅黑樹總是通過旋轉和變色達到自平衡。
因為紅黑樹是一顆二叉平衡樹，並且查詢不會破壞樹的平衡，所以查詢跟二叉平衡樹的查詢無異：
從根結點開始查詢，把根結點設定為當前結點
若當前結點為空，返回null
若當前結點不為空，用當前結點的key跟查詢key作比較
若當前結點key等於查詢key，那麼該key就是查詢目標，返回當前結點
若當前結點key大於查詢key，把當前結點的左子結點設定為當前結點，重複步驟2
若當前結點key小於查詢key，把當前結點的右子結點設定為當前結點，重複步驟2
包括兩個過程：查詢插入的位置，插入之後自平衡。
從根節點開始查詢
如果根節點為空，那麼插入節點作為根節點，結束
如果根節點不為空，把根節點作為當前節點
如果當前節點為null，返回當前節點的父節點，結束
如果當前節點key值等於查詢key，那麼當前節點即插入節點，更新該節點的值，結束
如果當前節點key值大於查詢key，那麼當前節點的左子節點設定為當前節點，重複步驟4
如果當前節點key值小於查詢key，那麼當前節點的右子節點設定為當前節點，重複步驟4
插入節點是紅色，因為如果父節點不為空切為黑色時，紅黑樹的黑色平衡沒有被破壞，不需要自平衡，如果插入節點為黑色，則平衡破壞，必須自平衡
定義名稱
插入情景
紅黑樹為空樹，直接把插入節點作為根節點就行，因為性質1，根節點是黑色，把插入節點變為黑色。
把插入節點設定為當前節點的顏色，並把當前節點的值進行更新。
插入節點為紅色，不影響平衡，無需自平衡
因為父節點為紅色，不可能是根節點，所以必然有祖父節點。情況較多，分類討論：
祖父節點肯定為黑節點，要是紅色，肯定兩個子節點都是黑色。所以目前看到的從上往下是黑（祖父）紅（父）紅（插入節點），因為紅色節點的兩個子節點必須都是黑色，所以要改為紅黑紅。
即插入節點為紅色，父節點變為黑色，祖父節點變為紅色，把祖父節點設定為插入節點。如果祖父節點的父節點為黑色，無需做任何處理，如果是紅色，則違背性質，需要把祖父節點當作插入節點，繼續做自平衡。
如果祖節點正好是根節點，那麼把組節點根據紅黑紅轉為紅色節點後，要再重新轉為黑色節點，變成黑黑紅，黑色層數+1
叔叔結點非紅即為葉子結點(nil)
父節點設定為黑色，祖父節點設定為紅色，祖父節點右旋
對父節點進行左旋，父節點設定為插入節點，跟4.2.1一樣了
叔叔結點非紅即為葉子結點(nil)
父節點設定為黑色，祖父節點設定為紅色，祖父節點左旋
對父節點進行右旋，父節點設定為插入節點，跟4.3.1一樣了
有點複雜
過程一樣，先找到刪除的位置，然後自平衡
刪除了結點後我們還需要找結點來替代刪除結點的位置，不然子樹跟父輩結點斷開了，除非刪除結點剛好沒子結點，那麼就不需要替代。
二叉樹刪除結點找替代結點有3种情情景：
刪除情景2.1.2.1：替換結點的兄弟結點的右子結點是紅結點，左子結點任意顏色
即將刪除的左子樹的乙個黑色結點，顯然左子樹的黑色結點少1了，然而右子樹又又紅色結點，那麼我們直接向右子樹「借」個紅結點來補充黑結點就好啦，此時肯定需要用旋轉處理了。
處理：刪除情景2.1.2.2：替換結點的兄弟結點的右子結點為黑結點，左子結點為紅結點
兄弟結點所在的子樹有紅結點，我們總是可以向兄**樹借個紅結點過來，顯然該情景可以轉換為情景2.1.2.1
處理：刪除情景2.2.1：替換結點的兄弟結點是紅結點
處理：這節主要講了下hash和紅黑樹原理，對後面詳細講map有幫助。
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