红黑树和我们以前学过的AVL树类似，都是在进行插入和删除操作时通过特定操作保持二叉查找树的平衡，从而获得较高的查找性能。不过自从红黑树出来后，AVL树就被放到了博物馆里，据说是红黑树有更好的效率，更高的统计性能。这一点在我们了解了红黑树的实现原理后，就会有更加深切的体会。
红黑树和AVL树的区别在于它使用颜色来标识结点的高度，它所追求的是局部平衡而不是AVL树中的非常严格的平衡。学过数据结构的人应该都已经领教过AVL树的复杂，但AVL树的复杂比起红黑树来说简直是小巫见大巫，红黑树才是真正的变态级数据结构。
由于STL中的关联式容器默认的底层实现都是红黑树，因此红黑树对于后续学习STL源码还是很重要的，有必要掌握红黑树的实现原理和源码实现。
红黑树是AVL树的变种，红黑树通过一些着色法则确保没有一条路径会比其它路径长出两倍，因而达到接近平衡的目的。所谓红黑树，不仅是一个二叉搜索树，而且必须满足一下规则：
- 1、每个节点不是红色就是黑色。
- 2、根节点为黑色。
- 3、如果节点为红色，其子节点必须为黑色。
- 4、任意一个节点到到NULL（树尾端）的任何路径，所含之黑色节点数必须相同。
上面的这些约束保证了这个树大致上是平衡的，这也决定了红黑树的插入、删除、查询等操作是比较快速的。 根据规则4，新增节点必须为红色；根据规则3，新增节点之父节点必须为黑色。当新增节点根据二叉搜索树的规则到达其插入点时，却未能符合上述条件时，就必须调整颜色并旋转树形，如下图：
假设我们为上图分别插入节点3、8、35、75，根据二叉搜索树的规则，插入这四个节点后，我们会发现它们都破坏了红黑树的规则，因此我们必须调整树形，也就是旋转树形并改变节点的颜色。
1.2 红黑树上结点的插入在讨论红黑树的插入操作之前必须要明白，任何一个即将插入的新结点的初始颜色都为红色。这一点很容易理解，因为插入黑点会增加某条路径上黑结点的数目，从而导致整棵树黑高度的不平衡。但如果新结点的父结点为红色时（如下图所示），将会违反红黑树的性质：一条路径上不能出现相邻的两个红色结点。这时就需要通过一系列操作来使红黑树保持平衡。
为了清楚地表示插入操作以下在结点中使用“新”字表示一个新插入的结点；使用“父”字表示新插入点的父结点；使用“叔”字表示“父”结点的兄弟结点；使用“祖”字表示“父”结点的父结点。插入操作分为以下几种情况：
1.2.1 黑父如下图所示，如果新节点的父结点为黑色结点，那么插入一个红点将不会影响红黑树的平衡，此时插入操作完成。红黑树比AVL树优秀的地方之一在于黑腐的情况比较常见，从而使红黑树需要旋转的几率相对AVL树来说会少一些。
如果新节点的父结点为红色，这时就需要进行一系列操作以保证整棵树红黑性质。如下图所示，由于父结点为红色，此时可以判定，祖父结点必定为黑色。这时需要根据叔父结点的颜色来决定做什么样的操作。青色结点表示颜色未知。由于有可能需要根结点到新点的路径上进行多次旋转操作，而每次进行不平衡判断的起始点（我们可将其视为新点）都不一样。所以我们在此使用一个蓝色箭头指向这个起始点，并称之为判定点。
当叔父结点为红色时，如下图所示，无需进行旋转操作，只要将父和叔结点变为黑色，将祖父结点变为红色即可。但由于祖父结点的父结点有可能为红色，从而违反红黑树性质。此时必须将祖父结点作为新的判定点继续向上（迭代）进行平衡操作。
需要注意的是，无论“父节点”在“叔节点”的左边还是右边，无论“新节点”是“父节点”的左孩子还是右孩子，它们的操作都是完全一样的（其实这种情况包括4种，只需调整颜色，不需要旋转树形）。
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当叔父结点为黑色时，需要进行旋转，以下图示了所有的旋转可能：
Case 1:
Case 2:
Case 3:
Case 4:
可以观察到，当旋转完成后，新的旋转根全部为黑色，此时不需要再向上回溯进行平衡操作，插入操作完成。需要注意，上面四张图的“叔”、“1”、“2”、“3”结点有可能为黑哨兵结点。
其实红黑树的插入操作不是很难，甚至比AVL树的插入操作还更简单些。红黑树的插入操作源代码如下：
//元素插入操作insert_unique()
//插入新值：节点键值不允许重复，若重复则插入无效
//注意，返回值是个pair，第一个元素是个红黑树迭代器，指向新增节点
//第二个元素表示插入成功与否
template<classKey,classValue,classKeyOfValue,classCompare,classAlloc>
pair<typenamerb_tree<Key,Value,KeyOfValue,Compare,Alloc>::iterator,bool>
rb_tree<Key,Value,KeyOfValue,Compare,Alloc>::insert_unique(constValue&v)
{
rb_tree_node*y=header;//根节点root的父节点
rb_tree_node*x=root();//从根节点开始
boolcomp=true;
while(x!=0)
{
y=x;
comp=key_compare(KeyOfValue()(v),key(x));//v键值小于目前节点之键值？
x=comp?left(x):right(x);//遇“大”则往左，遇“小于或等于”则往右
}
//离开while循环之后，y所指即插入点之父节点（此时的它必为叶节点）
iteratorj=iterator(y);//令迭代器j指向插入点之父节点y
if(comp)//如果离开while循环时comp为真（表示遇“大”，将插入于左侧）
{
if(j==begin())//如果插入点之父节点为最左节点
returnpair<iterator,bool>(_insert(x,y,z),true);
else//否则（插入点之父节点不为最左节点）
--j;//调整j，回头准备测试
}
if(key_compare(key(j.node),KeyOfValue()(v)))
//新键值不与既有节点之键值重复，于是以下执行安插操作
returnpair<iterator,bool>(_insert(x,y,z),true);
//以上，x为新值插入点，y为插入点之父节点，v为新值
//进行至此，表示新值一定与树中键值重复，那么就不应该插入新值
returnpair<iterator,bool>(j,false);
}
//真正地插入执行程序_insert()
template<classKey,classValue,classKeyOfValue,classCompare,classAlloc>
typename<Key,Value,KeyOfValue,Compare,Alloc>::_insert(base_ptrx_,base_ptry_,constValue&v)
{
//参数x_为新值插入点，参数y_为插入点之父节点，参数v为新值
link_typex=(link_type)x_;
link_typey=(link_type)y_;
link_typez;
//key_compare是键值大小比较准则。应该会是个functionobject
if(y==header||x!=0||key_compare(KeyOfValue()(v),key(y)))
{
z=create_node(v);//产生一个新节点
left(y)=z;//这使得当y即为header时，leftmost()=z
if(y==header)
{
root()=z;
rightmost()=z;
}
elseif(y==leftmost())//如果y为最左节点
leftmost()=z;//维护leftmost()，使它永远指向最左节点
}
else
{
z=create_node(v);//产生一个新节点
right(y)=z;//令新节点成为插入点之父节点y的右子节点
if(y==rightmost())
rightmost()=z;//维护rightmost()，使它永远指向最右节点
}
parent(z)=y;//设定新节点的父节点
left(z)=0;//设定新节点的左子节点
right(z)=0;//设定新节点的右子节点
//新节点的颜色将在_rb_tree_rebalance()设定（并调整）
_rb_tree_rebalance(z,header->parent);//参数一为新增节点，参数二为根节点root
node_count;//节点数累加
returniterator(z);//返回一个迭代器，指向新增节点
}
//全局函数
//重新令树形平衡（改变颜色及旋转树形）
//参数一为新增节点，参数二为根节点root
inlinevoid_rb_tree_rebalance(_rb_tree_node_base*x,_rb_tree_node_base*&root)
{
x->color=_rb_tree_red;//新节点必为红
while(x!=root&&x->parent->color==_rb_tree_red)//父节点为红
{
if(x->parent==x->parent->parent->left)//父节点为祖父节点之左子节点
{
_rb_tree_node_base*y=x->parent->parent->right;//令y为伯父节点
if(y&&y->color==_rb_tree_red)//伯父节点存在，且为红
{
x->parent->color=_rb_tree_black;//更改父节点为黑色
y->color=_rb_tree_black;//更改伯父节点为黑色
x->parent->parent->color=_rb_tree_red;//更改祖父节点为红色
x=x->parent->parent;
}
else//无伯父节点，或伯父节点为黑色
{
if(x==x->parent->right)//如果新节点为父节点之右子节点
{
x=x->parent;
_rb_tree_rotate_left(x,root);//第一个参数为左旋点
}
x->parent->color=_rb_tree_black;//改变颜色
x->parent->parent->color=_rb_tree_red;
_rb_tree_rotate_right(x->parent->parent,root);//第一个参数为右旋点
}
}
else//父节点为祖父节点之右子节点
{
_rb_tree_node_base*y=x->parent->parent->left;//令y为伯父节点
if(y&&y->color==_rb_tree_red)//有伯父节点，且为红
{
x->parent->color=_rb_tree_black;//更改父节点为黑色
y->color=_rb_tree_black;//更改伯父节点为黑色
x->parent->parent->color=_rb_tree_red;//更改祖父节点为红色
x=x->parent->parent;//准备继续往上层检查
}
else//无伯父节点，或伯父节点为黑色
{
if(x==x->parent->left)//如果新节点为父节点之左子节点
{
x=x->parent;
_rb_tree_rotate_right(x,root);//第一个参数为右旋点
}
x->parent->color=_rb_tree_black;//改变颜色
x->parent->parent->color=_rb_tree_red;
_rb_tree_rotate_left(x->parent->parent,root);//第一个参数为左旋点
}
}
}//while
root->color=_rb_tree_black;//根节点永远为黑色
}
//左旋函数
inlinevoid_rb_tree_rotate_left(_rb_tree_node_base*x,_rb_tree_node_base*&root)
{
//x为旋转点
_rb_tree_node_base*y=x->right;//令y为旋转点的右子节点
x->right=y->left;
if(y->left!=0)
y->left->parent=x;//别忘了回马枪设定父节点
y->parent=x->parent;
//令y完全顶替x的地位（必须将x对其父节点的关系完全接收过来）
if(x==root)//x为根节点
root=y;
elseif(x==x->parent->left)//x为其父节点的左子节点
x->parent->left=y;
else//x为其父节点的右子节点
x->parent->right=y;
y->left=x;
x->parent=y;
}
//右旋函数
inlinevoid_rb_tree_rotate_right(_rb_tree_node_base*x,_rb_tree_node_base*&root)
{
//x为旋转点
_rb_tree_node_base*y=x->left;//令y为旋转点的左子节点
x->left=y->right;
if(y->right!=0)
y->right->parent=x;//别忘了回马枪设定父节点
y->parent=x->parent;
//令y完全顶替x的地位（必须将x对其父节点的关系完全接收过来）
if(x==root)
root=y;
elseif(x==x->parent->right)//x为其父节点的右子节点
x->parent->right=y;
else//x为其父节点的左子节点
x->parent->left=y;
y->right=x;
x->parent=y;
}
