红黑树笔记
红黑树是平衡二叉查找树的一种。为了深入理解红黑树，我们需要从二叉查找树开始讲起。
BST
二叉查找树（Binary Search Tree，简称BST）是一棵二叉树，它的左子节点的值比父节点的值要小，右节点的值要比父节点的值大。它的高度决定了它的查找效率。
在理想的情况下，二叉查找树增删查改的时间复杂度为O(logN)（其中N为节点数），最坏的情况下为O(N)。
BST存在倾斜的问题
平衡的BST：
倾斜的BST:
publicclassBstTest{staticclassNode{publicStringcontent;publicNodeparent;publicNodeleft;publicNoderight;publicNode(Stringcontent) {this.content=content; } }publicNoderoot;// BST的查找操作publicNodesearch(Stringcontent) {Noder=root;while(r!=null) {if(r.content.equals(content)) {returnr;}elseif(content.compareTo(r.content)>1) {r=r.right;}elseif(content.compareTo(r.content)<=1) {r=r.left; } }returnnull; }// BST的插入操作publicvoidinsert(Stringcontent) {NodenewNode=newNode(content);Noder=root;Nodeparent=null;if(r==null) {root=newNode;return; }while(r!=null) {parent=r;if(newNode.content.compareTo(r.content)>1) {r=r.right;}elseif(newNode.content.compareTo(r.content)<1){r=r.left;}else{r=r.left; } }if(parent.content.compareTo(newNode.content)>1) {parent.left=newNode;newNode.parent=parent;}else{parent.right=newNode;newNode.parent=parent; } }}
红黑树-RBTree
基于BST存在的问题，一种新的树——平衡二叉查找树(Balanced BST)产生了。平衡树在插入和删除的时候，会通过旋转操作将高度保持在logN。其中两款具有代表性的平衡树分别为AVL树和红黑树。AVL树由于实现比较复杂，而且插入和删除性能差，在实际环境下的应用不如红黑树。
红黑树（Red-Black Tree，以下简称RBTree）的实际应用非常广泛，比如Linux内核中的完全公平调度器、高精度计时器、ext3文件系统等等，各种语言的函数库如Java的TreeMap和TreeSet，C++ STL的map、multimap、multiset等。
RBTree也是函数式语言中最常用的持久数据结构之一，在计算几何中也有重要作用。值得一提的是，Java 8中HashMap的实现也因为用RBTree取代链表，性能有所提升。
《算法导论》中对于红黑树的定义如下：
每个结点或是红的，或是黑的
根节点是黑的
每个叶结点是黑的
如果一个结点是红的，则它的两个儿子都是黑的
对每个结点，从该结点到其子孙节点的所有路径上包含相同数目的黑结点
对与第4点，网上有些定义是：父子节点之间不能出现两个连续的红节点，这种定义和《算法导论》中定义的效果是一样的
RBTree在理论上还是一棵BST树，但是它在对BST的插入和删除操作时会维持树的平衡，即保证树的高度在[logN,logN+1]（理论上，极端的情况下可以出现RBTree的高度达到2*logN，但实际上很难遇到）。这样RBTree的查找时间复杂度始终保持在O(logN)从而接近于理想的BST。RBTree的删除和插入操作的时间复杂度也是O(logN)。RBTree的查找操作就是BST的查找操作。
插入数据
向红黑树中插入新的结点。具体做法是，将新结点的 color 赋为红色，然后以BST的插入方法插入到红黑树中去。之所以将新插入的结点的颜色赋为红色，是因为：如果设为黑色，就会导致根到叶子的路径上有一条路上，多一个额外的黑结点，这个是很难调整的。但是设为红色结点后，可能会导致出现两个连续红色结点的冲突，那么可以通过颜色调换和树旋转来调整，这样简单多了。
接下来，讨论一下插入以后，红黑树的情况。设要插入的结点为N，其父结点为P，其 祖父结点为G，其父亲的兄弟结点为U（即P和U 是同一个结点的两个子结点）。如果P是黑色的，则整棵树不必调整就已经满足了红黑树的所有性质。如果P是红色的（可知，其父结点G一定是黑色的），则插入N后，违背了红色结点只能有黑色孩子的性质，需要进行调整。
调整时分以下三种情况：
新结点N的叔叔结点U是红色的
处理方式是：将P和U修改为黑色，G修改为红色。
现在新结点N有了一个黑色的父结点P，因为通过父结点P或叔父结点U的任何路径都必定通过祖父结点G，在这些路径上的黑结点数目没有改变。
但是，红色的祖父结点G的父结点也有可能是红色的，这就违反了性质3。为了解决这个问题，我们从祖父结点G开始递归向上调整颜色。如图2
新结点N的叔叔结点U是黑色的，且N是左孩子。
处理方式：对祖父结点G进行一次右旋转
在旋转后产生的树中，以前的父结点P现在是新结点N和以前的祖父节点G的父结点，然后交换以前的父结点P和祖父结点G的颜色，结果仍满足红黑树性质。如图 2.15。在(b)中，虚线代表原来的指针，实线代表旋转过后的指针。所谓旋转就是改变图中所示的两个指针的值即可。当然，在实际应用中，还有父指针p也需要修改，这里为了图示的简洁而省略掉了。
新结点N的叔叔结点U是黑色的，且N是右孩子。
处理方式：对P进行一次左旋转，就把问题转化成了第二种情况。如图 2.16所示。
红黑树插入数据的代码与二叉查找树是相同的，只是在插入以后，会对不满足红黑树性质的结点进行调整。
HashMap中红黑树的插入操作
static<K,V>TreeNode<K,V>balanceInsertion(TreeNode<K,V>root,TreeNode<K,V>x) {// 新节点默认为红色x.red=true;// xp表示x的父结点，xpp表示x的祖父结点，xppl表示xpp的左孩子结点，xppr表示xpp的右孩子结点for(TreeNode<K,V>xp,xpp,xppl,xppr;;) {// 如果x没有父结点，则表示x是第一个结点，自动为根节点，根节点为黑色if((xp=x.parent)==null) {x.red=false;returnx; }// 如果父结点不是红色（就是黑色），或者x没有祖父节点，那么就证明x是第二层节点，父节点为根节点// 这种情况无需就行操作elseif(!xp.red||(xpp=xp.parent)==null)returnroot; // 进入到这里，表示x的父节点为红色 // 如果x的父节点是祖父结点的左孩子if(xp==(xppl=xpp.left)) {// 祖父结点的右孩子，也就是x的叔叔节点不为空，且为红色if((xppr=xpp.right)!=null&&xppr.red) {// 父节点和叔叔节点都为红色，只需要变色，且将x替换为祖父节点然后进行递归xppr.red=false;xp.red=false;xpp.red=true;x=xpp; }// 如果叔叔节点为空，或者为黑色else{// 如果x节点为xp的右孩子if(x==xp.right) {// 先进行左旋，并且把x替换为xp进行递归，在左旋的过程中产生了新的root节点root=rotateLeft(root,x=xp);// x替换后，修改xp和xppxpp=(xp=x.parent)==null?null:xp.parent; }// 如果x本来是左孩子，或者已经经过了上面的左旋之后，进行变色加右旋if(xp!=null) {xp.red=false;if(xpp!=null) {xpp.red=true;root=rotateRight(root,xpp); } } } }// 如果x的父节点是祖父结点的右孩子else{if(xppl!=null&&xppl.red) {xppl.red=false;xp.red=false;xpp.red=true;x=xpp; }else{if(x==xp.left) {root=rotateRight(root,x=xp);xpp=(xp=x.parent)==null?null:xp.parent; }if(xp!=null) {xp.red=false;if(xpp!=null) {xpp.red=true;root=rotateLeft(root,xpp); } } } } }}
HashMap中红黑树的左右旋操作
static<K,V>TreeNode<K,V>rotateLeft(TreeNode<K,V>root,TreeNode<K,V>p) {// pp是祖父结点// p是待旋转结点// r是p的右孩子结点// rl是r的左孩子结点TreeNode<K,V>r,pp,rl;if(p!=null&&(r=p.right)!=null) {// 如果rl不为空，则设置p.right=rlif((rl=p.right=r.left)!=null)rl.parent=p;// 如果祖父结点为null，那么r设置为黑色，r左旋之后即为root节点if((pp=r.parent=p.parent)==null)(root=r).red=false;// 如果待旋转结点是左孩子节点elseif(pp.left==p)pp.left=r;// 如果待旋转结点为右孩子elsepp.right=r;r.left=p;p.parent=r; }returnroot;}static<K,V>TreeNode<K,V>rotateRight(TreeNode<K,V>root,TreeNode<K,V>p) {TreeNode<K,V>l,pp,lr;if(p!=null&&(l=p.left)!=null) {if((lr=p.left=l.right)!=null)lr.parent=p;if((pp=l.parent=p.parent)==null)(root=l).red=false;elseif(pp.right==p)pp.right=l;elsepp.left=l;l.right=p;p.parent=l; }returnroot;}
HashMap中的树化
finalvoidtreeify(Node<K,V>[]tab) {TreeNode<K,V>root=null;// 遍历当前链表for(TreeNode<K,V>x=this,next;x!=null;x=next) {next=(TreeNode<K,V>)x.next;x.left=x.right=null;if(root==null) {x.parent=null;x.red=false;root=x; }else{Kk=x.key;inth=x.hash;Class<?>kc=null;// 每遍历一个链表上的元素就插入到红黑树中for(TreeNode<K,V>p=root;;) {intdir,ph;Kpk=p.key; // 判断待插入结点应该插入在左子树还是右子树// 先比较hash值if((ph=p.hash)>h)dir=-1;elseif(ph<h)dir=1;// 如果hash值相等，然后比较k.compareTo(pk)elseif((kc==null&&(kc=comparableClassFor(k))==null)||(dir=compareComparables(kc,k,pk))==0)// 如果还相等则再比较identityHashCodedir=tieBreakOrder(k,pk);// 根据dir的值就知道了待插入结点该插在左子树还是右子树了TreeNode<K,V>xp=p;if((p=(dir<=0)?p.left:p.right)==null) {x.parent=xp;if(dir<=0)xp.left=x;elsexp.right=x;root=balanceInsertion(root,x);break; } } } }moveRootToFront(tab,root);}
