本文將主要講述平衡二叉樹中的紅黑樹，紅黑樹是一種我們經常使用的樹，相較於 AVL 樹他無論是增加還是刪除節點，其結構的變化都能控制在常樹次；在 JDK 中的 TreeMap 同樣也是使用紅黑樹實現的；

一、結構概述

紅黑樹是在AVL 樹平衡條件的基礎上，進一步放寬條件，從而使得紅黑樹在動態變化的時候，其結構的變化在常數次；其標準大致可以表示為； 任一節點左、右子樹的高度，相差不得超過兩倍。

同他的名字，紅黑樹的節點是有顏色的，如圖所示：

其性質如下：

• 樹根始終為黑色
• 外部節點均為黑色（圖中的 leaf 節點，通常在表述的時候會省略）
• 紅色節點的孩子節點必為黑色（通常插入的節點為紅色）
• 從任一外部節點到根節點的沿途，黑節點的數目相等

（2,4）B 樹，如果將紅黑樹的紅色節點和其父節點合並為一個超級節點，則其結構和（2，4）B 樹 的結構完全一樣，所以在學習紅黑樹的時候，可以對照 B 的轉換方法，幫助理解；

public class RBTree<T extends Comparable<T>> {  
  private static final boolean RED = false;
  private static final boolean BLACK = true;
  private RBTNode<T> root;  // 根結點

  public class RBTNode<T extends Comparable<T>> {
    boolean color;      // 顏色
    T key;              // 關鍵字(鍵值)
    RBTNode<T> left;    // 左孩子
    RBTNode<T> right;   // 右孩子
    RBTNode<T> parent;  // 父結點
  }
}
 

二、紅重平衡

因為通常情況下插入的節點會標記為紅色，那麽就有可能導致兩個紅色的節點練成父子，所以需要通過一下方法修復；

1. RR-1

如圖所示，如果插入的紅色節點和父節點一起組成了3個關鍵碼的超級節點，在 B 樹的角度上則只需要重新標記顏色，使黑色節點位於中間即可；表現在紅黑樹中就需要進行旋轉操作，如圖：

雙紅節點同邊：

• 如圖中，兩個紅色節點都是左孩子或者都是右孩子時
• 只需要旋轉其祖父節點
• 然後祖父節點和其父節點反轉顏色即可

雙紅節點異邊：

• 如圖中， 兩個紅色節點是異邊的時候
• 首先需要旋轉父節點，轉為上面同邊的情況，在旋轉其祖父節點；
• 然後祖父節點和其父節點反轉顏色即可

其實在這裏如果忽略顏色，其旋轉操作就可 AVL 樹是一樣的；那麽在實現的時候同樣可以使用之前講過的 3+4 重構

1. RR-2

如圖所示，如果紅色節點上移後，同其父節點組成的超級節點是4個關鍵碼，則發生了上溢，需要將其分裂為兩個節點；但此時表現在紅黑樹上其結構並未發生變化，所以只需要重新染色即可；

• 如圖所示，如果父親是紅色節點，同時叔父也是紅色節點，此時就構成了4個關鍵碼的超級節點
• 這個時候只需要將父親節點和叔父節點變成黑色，祖父節點變紅即可；

如圖所示：

三、黑重平衡

當刪除黑節點的時候，會使得該分支的黑高度降低，從而不滿足每個分支的黑高度相等，所以下面將刪除黑節點分成幾種情況進行修復；

1. BB-1

當刪除的節點是黑色節點，且其兄弟節點是黑色，同時有紅孩子的時候；如果轉化為 （2,4）B 樹：

如圖所示：

• 圖中的綠色節點，表示顏色任意；
• 如果將以情況看作是 B 樹，則相當於刪除 x 節點後，使得該節點關鍵碼不足，發生下溢；於是通過旋轉父節點向其兄弟節點借一個關鍵碼；
• 對於紅黑樹則是，旋轉父節點，同時相同位置的顏色保持不變；

2. BB-2-R

如果父節點是紅色，有黑色兄弟節點，並且沒有紅色孩子：

轉化為 （2,4）B 樹：

如圖所示，

• 此時相當於刪除黑色節點，使得該節點的關鍵碼不足，發生下溢
• 同時兄弟節點沒有紅色孩子，沒辦法借出，所以只能從父節點以一個關鍵碼合並兩個孩子節點；
• 同時父節點為紅色，借出一個關鍵碼後，其黑高度不變；
• 在紅黑樹中則為刪除的位置由父節點代替，並且兄弟姐弟節點變紅；整體結構不變；

3. BB-2-B

如果父節點是黑色，有黑色兄弟節點，並且沒有紅色孩子：

轉化為 （2,4）B 樹：

如圖所示：

• 整體情況和 bb-2-r 一樣，但是其父節點為黑色；
• 也就是在父節點借出一個節點後，父節點會繼續發生下溢；並根據情況再次判斷調整；但是下溢整體不會超過O(logn) 次；

4. BB-3

如果父節點是黑色，有紅色兄弟節點：

轉化為 （2,4）B 樹：

如圖所示：

• 如果有黑色父節點，且兄弟節點為紅色；
• 則相當於可以從兄弟節點借一個節點，同時結構不會改變；
• 對於紅黑樹而言，相當於旋轉父節點，同時父節點和兄弟節點變色；

三、實現

1. 查找

private RBTNode<T> search(RBTNode<T> x, T key) {
  if (x == null) return x;
  int cmp = key.compareTo(x.key);
  if (cmp < 0)
    return search(x.left, key);
  else if (cmp > 0)
    return search(x.right, key);
  else
    return x;
}

2. 插入

public void insert(T key) {
  insert(new RBTNode<T>(key, BLACK, null, null, null));
}
  
private void insert(RBTNode<T> node) {
  int cmp;
  RBTNode<T> y = null;
  RBTNode<T> x = this.root;

  // 1. 將紅黑樹當作一顆二叉查找樹，將節點添加到二叉查找樹中。
  while (x != null) {
    y = x;
    cmp = node.key.compareTo(x.key);
    if (cmp < 0)
      x = x.left;
    else
      x = x.right;
  }

  node.parent = y;
  if (y != null) {
    cmp = node.key.compareTo(y.key);
    if (cmp < 0)
      y.left = node;
    else
      y.right = node;
  } else {
    this.root = node;
  }

  // 2. 設置節點的顏色為紅色
  node.color = RED;

  // 3. 將它重新修正為一顆二叉查找樹
  insertFixUp(node);
}
  
private void insertFixUp(RBTNode<T> node) {
  RBTNode<T> parent, gparent;

  // 若“父節點存在，並且父節點的顏色是紅色”
  while (((parent = parentOf(node)) != null) && isRed(parent)) {
    gparent = parentOf(parent);

    //若“父節點”是“祖父節點的左孩子”
    if (parent == gparent.left) {
      // Case 1條件：叔叔節點是紅色
      RBTNode<T> uncle = gparent.right;
      if ((uncle != null) && isRed(uncle)) {
        setBlack(uncle);
        setBlack(parent);
        setRed(gparent);
        node = gparent;
        continue;
      }

      // Case 2條件：叔叔是黑色，且當前節點是右孩子
      if (parent.right == node) {
        RBTNode<T> tmp;
        leftRotate(parent);
        tmp = parent;
        parent = node;
        node = tmp;
      }

      // Case 3條件：叔叔是黑色，且當前節點是左孩子。
      setBlack(parent);
      setRed(gparent);
      rightRotate(gparent);
    } else {  //若“z的父節點”是“z的祖父節點的右孩子”
      // Case 1條件：叔叔節點是紅色
      RBTNode<T> uncle = gparent.left;
      if ((uncle != null) && isRed(uncle)) {
        setBlack(uncle);
        setBlack(parent);
        setRed(gparent);
        node = gparent;
        continue;
      }

      // Case 2條件：叔叔是黑色，且當前節點是左孩子
      if (parent.left == node) {
        RBTNode<T> tmp;
        rightRotate(parent);
        tmp = parent;
        parent = node;
        node = tmp;
      }

      // Case 3條件：叔叔是黑色，且當前節點是右孩子。
      setBlack(parent);
      setRed(gparent);
      leftRotate(gparent);
    }
  }
}
  
/*
 * 對紅黑樹的節點(x)進行左旋轉
 *
 * 左旋示意圖(對節點x進行左旋)：
 *      px                  px
 *     /                   /
 *    x                   y
 *   /  \    --(左旋)-.   / \        #
 *  lx   y              x  ry
 *   /   \             /   *  ly   ry           lx  ly
 *
 *
 */
private void leftRotate(RBTNode<T> x) {
  // 設置x的右孩子為y
  RBTNode<T> y = x.right;

  // 將 “y的左孩子” 設為 “x的右孩子”；
  // 如果y的左孩子非空，將 “x” 設為 “y的左孩子的父親”
  x.right = y.left;
  if (y.left != null)
    y.left.parent = x;

  // 將 “x的父親” 設為 “y的父親”
  y.parent = x.parent;

  if (x.parent == null) {
    this.root = y;      // 如果 “x的父親” 是空節點，則將y設為根節點
  } else {
    if (x.parent.left == x)
      x.parent.left = y;  // 如果 x是它父節點的左孩子，則將y設為“x的父節點的左孩子”
    else
      x.parent.right = y;  // 如果 x是它父節點的左孩子，則將y設為“x的父節點的左孩子”
  }

  // 將 “x” 設為 “y的左孩子”
  y.left = x;
  // 將 “x的父節點” 設為 “y”
  x.parent = y;
}

/*
 * 對紅黑樹的節點(y)進行右旋轉
 *
 * 右旋示意圖(對節點y進行左旋)：
 *         py                      py
 *         /                       /
 *        y                       x
 *       /  \    --(右旋)-.      /  \           #
 *      x   ry                 lx   y
 *     / \                    / \           #
 *    lx  rx                 rx  ry
 *
 */
private void rightRotate(RBTNode<T> y) {
  // 設置x是當前節點的左孩子。
  RBTNode<T> x = y.left;

  // 將 “x的右孩子” 設為 “y的左孩子”；
  // 如果"x的右孩子"不為空的話，將 “y” 設為 “x的右孩子的父親”
  y.left = x.right;
  if (x.right != null)
    x.right.parent = y;

  // 將 “y的父親” 設為 “x的父親”
  x.parent = y.parent;

  if (y.parent == null) {

    this.root = x;      // 如果 “y的父親” 是空節點，則將x設為根節點
  } else {
    if (y == y.parent.right)
      y.parent.right = x;  // 如果 y是它父節點的右孩子，則將x設為“y的父節點的右孩子”
    else
      y.parent.left = x;  // (y是它父節點的左孩子) 將x設為“x的父節點的左孩子”
  }

  // 將 “y” 設為 “x的右孩子”
  x.right = y;

  // 將 “y的父節點” 設為 “x”
  y.parent = x;
}

3. 刪除

public void remove(T key) {
  RBTNode<T> node;
  if ((node = search(root, key)) != null)
    remove(node);
}
  
private void remove(RBTNode<T> node) {
  RBTNode<T> child, parent;
  boolean color;

  // 被刪除節點的"左右孩子都不為空"的情況。
  if ((node.left != null) && (node.right != null)) {
    // 被刪節點的後繼節點。(稱為"取代節點")
    // 用它來取代"被刪節點"的位置，然後再將"被刪節點"去掉。
    RBTNode<T> replace = node;

    // 獲取後繼節點
    replace = replace.right;
    while (replace.left != null)
      replace = replace.left;

    // "node節點"不是根節點(只有根節點不存在父節點)
    if (parentOf(node) != null) {
      if (parentOf(node).left == node)
        parentOf(node).left = replace;
      else
        parentOf(node).right = replace;
    } else {
      // "node節點"是根節點，更新根節點。
      this.root = replace;
    }

    // child是"取代節點"的右孩子，也是需要"調整的節點"。
    // "取代節點"肯定不存在左孩子！因為它是一個後繼節點。
    child = replace.right;
    parent = parentOf(replace);
    // 保存"取代節點"的顏色
    color = colorOf(replace);

    // "被刪除節點"是"它的後繼節點的父節點"
    if (parent == node) {
      parent = replace;
    } else {
      // child不為空
      if (child != null)
        setParent(child, parent);
      parent.left = child;

      replace.right = node.right;
      setParent(node.right, replace);
    }

    replace.parent = node.parent;
    replace.color = node.color;
    replace.left = node.left;
    node.left.parent = replace;

    if (color == BLACK)
      removeFixUp(child, parent);

    node = null;
    return;
  }

  if (node.left != null) {
    child = node.left;
  } else {
    child = node.right;
  }

  parent = node.parent;
  // 保存"取代節點"的顏色
  color = node.color;

  if (child != null)
    child.parent = parent;

  // "node節點"不是根節點
  if (parent != null) {
    if (parent.left == node)
      parent.left = child;
    else
      parent.right = child;
  } else {
    this.root = child;
  }

  if (color == BLACK)
    removeFixUp(child, parent);
  node = null;
}

private void removeFixUp(RBTNode<T> node, RBTNode<T> parent) {
  RBTNode<T> other;

  while ((node == null || isBlack(node)) && (node != this.root)) {
    if (parent.left == node) {
      other = parent.right;
      if (isRed(other)) {
        // Case 1: x的兄弟w是紅色的
        setBlack(other);
        setRed(parent);
        leftRotate(parent);
        other = parent.right;
      }

      if ((other.left == null || isBlack(other.left)) &&
          (other.right == null || isBlack(other.right))) {
        // Case 2: x的兄弟w是黑色，且w的倆個孩子也都是黑色的
        setRed(other);
        node = parent;
        parent = parentOf(node);
      } else {

        if (other.right == null || isBlack(other.right)) {
          // Case 3: x的兄弟w是黑色的，並且w的左孩子是紅色，右孩子為黑色。
          setBlack(other.left);
          setRed(other);
          rightRotate(other);
          other = parent.right;
        }
        // Case 4: x的兄弟w是黑色的；並且w的右孩子是紅色的，左孩子任意顏色。
        setColor(other, colorOf(parent));
        setBlack(parent);
        setBlack(other.right);
        leftRotate(parent);
        node = this.root;
        break;
      }
    } else {

      other = parent.left;
      if (isRed(other)) {
        // Case 1: x的兄弟w是紅色的
        setBlack(other);
        setRed(parent);
        rightRotate(parent);
        other = parent.left;
      }

      if ((other.left == null || isBlack(other.left)) &&
          (other.right == null || isBlack(other.right))) {
        // Case 2: x的兄弟w是黑色，且w的倆個孩子也都是黑色的
        setRed(other);
        node = parent;
        parent = parentOf(node);
      } else {

        if (other.left == null || isBlack(other.left)) {
          // Case 3: x的兄弟w是黑色的，並且w的左孩子是紅色，右孩子為黑色。
          setBlack(other.right);
          setRed(other);
          leftRotate(other);
          other = parent.left;
        }

        // Case 4: x的兄弟w是黑色的；並且w的右孩子是紅色的，左孩子任意顏色。
        setColor(other, colorOf(parent));
        setBlack(parent);
        setBlack(other.left);
        rightRotate(parent);
        node = this.root;
        break;
      }
    }
  }

  if (node != null) setBlack(node);
}

總結

• 對於紅黑樹增加和刪除的情況特別的多，不是特別好理解，所以這一部分最好對應 B 樹，上溢和下溢的修復

數據結構系列（5）之 紅黑樹