一提到红黑树，你应该是这样想的。。。
上一期我们详细分析了AVL树，相信你已经对二叉平衡树有了非常棒的理解。这一期我们开始介绍红黑树，红黑树在网上有很多资源，但是讲的不严谨，也不全面。笔者初学时也浪费了许多时间，因此我将非常细致的讲解，将自己踩过的坑晒出来，保证你能看懂。
红黑树和AVL树的区别是：AVL树是严格平衡的二叉树，红黑树是弱平衡的二叉树。和红黑树相比，AVL树是严格的平衡二叉树，平衡条件必须满足（所有节点的左右子树高度差不超过1）。通过对任何一条从根到叶子的路径上各个节点着色的方式的限制，红黑树确保没有一条路径会比其它路径长出两倍，因此相同节点数的前提下，AVL树的高度往往低于红黑树。AVL树根据节点的平衡因子进行调整，而红黑树是根据颜色进行调整。大致地说，红黑树理解上较容易，而实现起来，需要注意的细节要更多（比如说考虑叔叔节点）。推荐大佬博客：比较两者不同。
为什么要学二叉树呢？（斜体表示你问了一个很棒的问题）：
下面我们看一下红黑树的性质：
1. 每个节点要么是黑色，要么是红色
2. 根节点一定为黑色
3. 每一个空节点(null / NIL)都是黑色（注意空节点不等于根节点）
4.一旦一个节点为黑色，它的孩子一定为黑色，也就是说，不可能有父子节点同时为红色。
5. 对每个节点而言，从每个黑色节点到叶子节点的节点数量相同。
因此我们需要对树可视化函数稍作修改，对每个节点上色。对turtle，使用 t.fillcolor来设置填充颜色，t.begin_fill和t.end_fill来实现开始填充和结束填充，非常方便。
笔者得到的树如上图所示，是不是很美观呢？但是光美观是不够的，我们还得实现背后的逻辑，而这也是最酷炫的部分。我保证，如果你能亲手成就一个红黑树，能让你“快乐”很长时间。
和AVL树类似，红黑树只需要在节点类加入颜色属性即可。为了后期代码方便，我们实现两个函数，一个是获取当前节点的叔叔节点get_uncle，另一个是获取兄弟节点get_brother
我要评论
def get_uncle(self):
if not self.parent or not self.parent.parent: return None
if self.parent.parent.hasBothChildren():
if self.parent.isLeftChild():
return self.parent.parent.right_child
else:
return self.parent.parent.left_child
def get_brother(self):
if not self.parent : return None
if self.parent.hasBothChildren():
if self.isLeftChild():
return self.parent.right_child
else:
return self.parent.left_child
好了，我们依旧从插入和删除来讨论算法
我们和AVL树类比，其实就是将平衡因子改变的过程变为更新颜色的过程而已，为此我们需要实现一个函数renew_color。需要注意的是每当创建一个新的叶子节点时候，它都应该是红色的。理由很简单，红色在父结点（如果存在）为黑色结点时，红黑树的黑色平衡没被破坏，不需要做自平衡操作。但如果插入结点是黑色，那么插入位置所在的子树黑色结点总是多1，必须做自平衡。
旋转过程在我上篇的AVL树博客中已经介绍（需要的读者自行食用），红黑树中的旋转也完全相同。
我们来作一些简单的设定。
在这幅图中，当前节点为B，那么其兄弟节点为E，其父节点为D，它的叔节点为A，祖父节点为C。
我们由浅入深 循序渐进来化解这个问题：
（1）若树为空树，那么直接添加一个节点作为根节点，且为黑色（事实上，根节点一定为黑色）。
（2）插入节点的key已经存在，那么我们只需要将节点的val更新成新的val即可。
（3）插入节点的父节点为黑节点，那么插入新节点不会影响树的平衡，直接插入即可。
（4）插入节点 的父节点为红色节点，插入节点也为红色，明显不平衡。且父节点肯定不是根节点，我们需要详细的讨论这种情况：
1. 叔叔节点存在，并且叔叔节点为红色：
当前节点为B，此时父节点的左子树和右子树肯定是不平衡的。给你10s请你想一想，如何满足性质5？
一种直观的想法是将父节点D\C全部变为黑色，然后将当前节点B和其兄弟节点I
变为红色。
然后我们需要考虑当前节点的祖父节点的颜色F。如果它不是根节点，我们需要将其颜色变为红色，然后将祖父节点变为当前节点继续向上平衡。注意，只有所有子树都平衡的情况下，整个树才是平衡的。简言之，红黑树平衡是至下而上的，而AVL树是自上而下的。
2. 插入节点的父节点是左子节点
这时候我们看当前节点是左子节点还是右子节点：
右子节点：我们对祖父节点A进行LR双旋，祖父节点变为红色，父节点变为黑色 。
左子节点：对祖父节点A进行R单旋，同时将父节点颜色设为黑色，叔叔节点设为红色
3. 插入节点的父节点是右子节点
与左子节点情况刚好相反，故不再演示，但是调试时候注意考虑这种情况。
OK，上面便是插入操作，我们来测试一下，数据为data = {12:'A',1:'B',9:'C',2:'D',3:'E',2.5:'F',11:'G',10:'H',2.4:'I',6:'J'}
现在我们考虑更复杂的删除情况。你需要一杯咖啡，因为接下来内容会比较多和干燥。但是我保证你看完之后会很有启发。
现在我们写一个def __delitem__函数，这样我们就能使用del 关键字删除特定key了。我们先简单回顾一下，
（1）如果待删除的结点是叶子结点，则直接删除即可。
（2）如果待删除的结点只有一个孩子，则设定currNode.parent.left_child = currNode.left_child或者currNode.parent.right_child = currNode.right_child，替换节点为其独子。
（3）如果待删除的结点有两个孩子，则可以找它的后继，将值覆盖过来，之后情况转变成删除前驱或者后继结点，回到（1）和 （2）。
删除的含义在于，删的不是节点本身，而是它的“替身”。（你可以想象成JOJO里的替身使者:->）
下面是 正片 即在删除之前，我们必须更新颜色和进行旋转，这些在函数update_del_color()中体现：
先考虑几个边值条件：
1. 树为空，直接返回None即可；
2. 利用get_node函数找到需要删除的节点，如果没找到，直接返回None。
3. 如果替换节点是红色的，将其改为黑色，因为删除红色节点不会影响平衡
所谓的再平衡无异乎是找兄弟或者父母去“借”，是不是很形象呢{坏笑}：
我们可以将当前节点分为左子节点和右子节点两种情况，它们是完全对称的，
假设实际被删除节点为C，
（a）父节点为红色，且兄弟节点没有子节点
我们将父节点变为黑色，同时将兄弟节点变为红色（兄弟节点一定没有子节点）。下面这个图可以直观展现这点：
（b）父节点为黑色，且兄弟节点没有子节点
我们将兄弟节点颜色改为红色，之后再对父节点执行update_del_color进行递归。
（c）兄弟节点左子节点存在，且为红色节点，右节点随意
那么这个时候我们需要考虑父节点B的颜色，因为兄弟左子节点D为红色，我们可以把它借出去，涂成父节点的颜色，再将父节点颜色设为黑色。之后对父节点B进行RL双旋，但是不要改变节点颜色，只有在插入时才改变节点颜色。
这里白色表示颜色不确定。
（d）兄弟节点右子节点存在，且为红色节点，左子节点为黑色
兄弟变为父节点颜色，同时父节点变为黑色，而且右侄子变为黑色。再对父节点进行左旋。
（e）兄弟节点有两个儿子，且兄弟为红色节点
我们直接对父节点左旋，这就变成上面兄弟为黑色情况，再调用update_del_color对父节点进行递归：
下面我们将完整的过程展现出来，根据July的博客https://blog.csdn.net/v_july_v/article/details/6284050。
依次删除12 1 9 2 0 11 7 19 4 15 18 5 14 13 10 16 6 3 8 17。 大家可以作一个对比，如果你有任何问题，请立刻在下方留言！笔者不胜感激。
希望本文对你有帮助，
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