概念：
红黑树是一颗搜索二叉树，他的每一个结点增加一个存储位来表示结点的颜色，红色或者黑色。
通过对颜色进行约束，确保没有一条路径会比其他路径长处2倍，是接近平衡的
规则：
1）结点不是红色就是黑色
2）根节点是黑色的
3）任意一条路径不会有连续的红色结点，如果一个结点是红色，则它的两个孩子结点必须是黑色
4）对任意一个结点，从这个结点到它所有NULL结点的简单路径上，都包含相同数量的黑色结点
效率：
N：结点数量
h：最短路径长度
h约等于logN，红黑树增删查改时间复杂度还是O(logN)
红黑树通过规则约束平衡
插入 O(log(N))：
按二叉搜索树的规则插入，符合四条规则即可
空树插入，新增结点是黑色结点；非空结点插入，新增结点是红色结点
非空结点插入，新增结点是红色结点
如果父亲结点是黑色，则符合规则，插入结束
如果父节点是红色，要进一步分析
分析情况：
情况1：
只变色，不旋转，c为左右孩子，p为左右孩子是一样的
c：新增结点
p：c的父亲标识
g：p的父亲标识
u：p的兄弟标识
把p和u变黑，左边子树路径各增加一个黑色结点
g变红，保持g所在子树的黑色结点的数量不变，同时解决c，p红色结点连续的问题
把g当作c继续向上更新
向上更新：g为红色，g的父亲也为红色，就还需要继续处理；
g的父亲为黑色，处理结束
g为整棵树的根节点，把g变回黑色
情况2：a
单转+变色
u不存在则c为新增结点
u存在且为黑，则c一定不是新增，c之前为黑色，是在c的子树中插入，符合情况1，是将c从黑色变为红色更新上来的
分析：p变黑解决连续红色结点的问题，u不存在且为黑，需要旋转+变色才能解决问题
不需要向上更新，p的父节点是红色还是黑色都可以
不需要向上更新，p的父节点是红色还是黑色都可以
情况2：b
双旋+变色
g
p (u)
c
u不存在c一定是新增结点；u存在且为黑，c一定不是新增结点，c之前是黑色的，是在c的子树中插入，符合情况1，是将c从黑色变成红色更新上来的
分析：p变黑，解决连续红色结点的问题
u不存在且为黑，需要旋转+变色解决
以p为旋转点进行左单旋，再以g为旋转点进行右单旋
把c变黑，g变红
c变成这棵树新的根
不需要向上更新，c的父节点是红是黑都不违反规则
以p为旋转点进行右单旋，再以g为旋转点进行左单旋
把c变黑，g变红
c变成这棵树新的根
不需要向上更新，c的父节点是红是黑都不违反规则
查找：
按照二叉搜索树逻辑实现
效率为O(logN)
验证：
我们去检查红黑树的四条规则
规则3前序遍历
规则4前序遍历用形参记录到当前结点的黑色结点数量，走到NULL，算处黑色结点的总个数，再选一条路径比较黑色结点数量，依次比较
空树也是红黑树。树中的空指针域为叶子结点，空树也是有节点的
红黑树也是二叉搜索树，按照中序遍历得到有序序列