26 | 红黑树（下）：掌握这些技巧，你也可以实现一个红黑树
在深入探讨数据结构与算法的世界里，红黑树以其独特的平衡性保证和高效的搜索、插入、删除操作而著称，是计算机科学中不可或缺的一部分。在上一章节中，我们初步了解了红黑树的基本概念、性质以及它如何通过旋转操作来维持自身的平衡。本章节，我们将进一步深入，通过一系列关键技巧，引导你亲手实现一个完整的红黑树。
一、红黑树的基本性质回顾
在实现之前，让我们再次回顾红黑树的五个基本性质，这些性质是红黑树保持平衡和效率的关键：
- 节点是红色或黑色。
- 根节点是黑色。
- 所有叶子（NIL节点，空节点）都是黑色。
- 每个红色节点的两个子节点都是黑色的（从每个叶子到根的所有路径上不能有两个连续的红色节点）。
- 从任一节点到其每个叶子的所有简单路径都包含相同数目的黑色节点。
二、红黑树的基本操作概览
在红黑树中，插入和删除操作后可能破坏上述性质，因此需要通过一系列旋转和重新着色的操作来恢复。这些操作包括左旋、右旋、重新着色以及在某些情况下结合这些操作以维持树的平衡。
三、关键技巧与实现细节
1. 旋转操作
左旋（Left Rotate）：左旋操作用于将某个节点P（称为“枢轴”）的右子节点R提升到P的位置，而P则成为R的左子节点。这个操作通常用于调整节点位置以满足红黑树的性质。
实现示例（伪代码）：
LEFT-ROTATE(T, x)y = x.rightx.right = y.leftif y.left ≠ T.NILy.left.p = xy.p = x.pif x.p == T.NILT.root = yelse if x == x.p.leftx.p.left = yelsex.p.right = yy.left = xx.p = y
右旋（Right Rotate）：与左旋相反，右旋操作用于将某个节点P的左子节点L提升到P的位置，P则成为L的右子节点。
实现与左旋类似，但方向相反。
2. 重新着色
- 改变节点颜色：在插入或删除节点后，可能需要根据红黑树的性质改变某些节点的颜色。
3. 插入后的调整
插入新节点后，新节点总是被着色为红色，以减少对树平衡性的破坏。随后，根据路径上遇到的红色节点情况，可能需要执行一系列旋转和重新着色操作：
- 情况1：新节点N的父节点P是黑色，无需调整。
- 情况2：新节点N的父节点P和叔节点U（P的兄弟节点）都是红色，则重新着色P和U为黑色，将P的父节点设为新的关注点继续调整。
- 情况3：N的父节点P为红色，且P是祖父节点G的左子节点，而N是P的右子节点，则进行左-右旋转，并重新着色。
- 情况4：N的父节点P为红色，且P是祖父节点G的右子节点，或N是P的左子节点（无论G的左子还是右子），则进行右旋转，并重新着色。
4. 删除后的调整
删除节点后的调整相对复杂，因为删除可能会移除黑色节点，从而破坏性质5。调整策略包括：
- 兄弟节点是红色：旋转父节点和兄弟节点，并交换颜色。
- 兄弟节点是黑色，且兄弟节点的两个子节点也都是黑色：重新着色兄弟节点为红色，将关注点上移至父节点。
- 兄弟节点是黑色，且兄弟节点的右子节点是红色，左子节点是黑色（或相反）：旋转兄弟节点，使其红色子节点成为兄弟节点，并重新着色。
- 兄弟节点是黑色，且兄弟节点的两个子节点也都是黑色（但其他情况已排除）：通过颜色变换和旋转将删除操作的影响向上传播。
四、实现红黑树的步骤
定义节点结构：包括节点的颜色、键值、左右子节点指针以及父节点指针（在某些实现中可能不是必需的，但有助于简化旋转操作）。
实现旋转函数：如前所述，实现左旋和右旋。
实现插入函数：插入新节点，并应用插入后的调整策略以维持红黑树的性质。
实现删除函数：找到要删除的节点，处理删除操作（如果节点有两个子节点，则替换为其中序后继），并应用删除后的调整策略。
辅助函数：如查找、中序遍历等，以便于测试和验证红黑树的正确性。
五、测试与验证
- 单元测试：为插入、删除、查找等关键操作编写单元测试，确保每种情况都能正确处理。
- 性能测试：与未平衡的二叉搜索树（如AVL树、B树等）进行比较，评估红黑树在实际应用中的性能。
- 边界条件测试：特别关注空树、根节点操作、满树等边界情况。
六、总结
通过掌握红黑树的旋转操作、重新着色策略以及插入和删除后的调整方法，我们可以有效地实现并维护一个高效、平衡的红黑树。红黑树不仅为数据结构的学习提供了宝贵的实践机会，也是解决许多实际问题中高效数据存储和检索需求的强大工具。希望本章节的内容能帮助你深入理解红黑树，并激发你对数据结构与算法更深层次的探索兴趣。
