总结自《算法》(第4版)
一般的二插查找树如果节点有序插入，树的高度会是n，因此无法实现logn的查找，平衡查找树保证树的高度平衡，因此不管节点插入顺序如何，都可以满足logn的查找
一棵2-3查找树或为一棵空树，或由以下节点组成：
- 2-节点：含有1个键（及其对应的值）和2条链接，左链接指向的2-3树中的键都小于该节点，右链接指向的2-3树中的键都大于该节点
- 3-节点：含有2个键（及其对应的值）和3条链接，左链接指向的2-3树中的键都小于该节点，中链接指向的2-3树中的键都位于该节点的两个键之间，右链接指向的2-3树中的键都大于该节点
先将查找的键与根节点中的键比较。如果和其中任意一个相等，则查找命中；否则根据比较的结果找到指向相应区间的链接，并在其指向的子树中递归地继续查找。如果这是个空链接，查找未命中
如果未命中的查找结束于一个2-节点，只要把这个2-节点替换为一个3-节点，将要插入的键保存在其中即可。由于整棵树的节点并未发生变化，所以这个插入操作并没有引起高度变化，如果原本树是平衡的，那么插入后也能保持平衡
- 整棵树只包含一个3-节点（情况一）
- 整棵树包含多个节点
- 3-节点的父节点为2-节点（情况二）
- 3-节点的父节点为3-节点（情况三）
情况一：先临时将新键存入该节点中，使之成为一个4-节点。然后将这个4-节点转换成一棵由3个2-节点组成的2-3树：其中一个节点(根)含有中键，一个节点含有3个键中的最小者(左子节点)，一个节点含有3个键中的最大者(右子节点)。很容易看出插入后的树依然是平衡的
情况二：先构造一个临时的4-节点并将其分解，但此时不会像情况一一样为中键创建一个新节点，而是将其移动至原来的父节点中。可以将这次转换看成将原3-节点的一条链接替换为新父节点中的原中键左右两边的两条链接，并分别指向两个新的2-节点。插入后树仍是有序的，并且是完美平衡的
情况三：和情况二一样，先构造一个临时的4-节点并分解，将它的中键插入到父节点中。但父节点也是一个3-节点，因此再用这个中键构造一个新的临时4-节点，然后在这个节点上进行相同的变换（即分解这个父节点并将它的中键插入到父节点中）。推广到一般情况，这样一直向上不断分解临时的4-节点并将中键插入更高层的父节点，直至遇到一个2-节点并将它替换为一个不需要继续分解的3-节点，或者是到达3-节点的根（这种情况下，按情况一进行处理，将临时的4-节点分解为3个2-节点，使得树高加一，因为变换的是根节点，所以仍然保持树的完美平衡性）
下面是根据字符序列[S,E,A,R,C,H,X,M,P,L]构造一棵2-3树的过程。左边是乱序插入，右边是顺序插入
可以发现，2-3树在最坏情况下（顺序插入）仍然可以保证平衡
每个操作中处理每个节点的时间都不会超过一个很小的常数，并且只会访问一条路径上的节点，所以任何查找或插入的成本都肯定不会超过对数级别。含有10亿个节点的一颗2-3树的高度仅在19到30之间，最多只需要访问30个节点就能够在10亿个键中进行查找和插入操作
尽管可以用不同的数据类型表示2-节点和3-节点并写出转换所需的代码，但用这种直白的表示方法实现大多数的操作并不方便，因为需要处理的情况实在太多：需要维护两种不同类型的节点，将被查找的键和节点中的每个键进行比较，将链接和其它信息从一种节点复制到另一种节点，将节点从一种数据类型转换到另一种数据类型，等等。实现这些不仅需要大量代码，而且它们产生的额外开销可能会使算法比标准的二插查找树更慢。平衡二叉树的初衷是为了消除最坏情况，但我们希望这种保障所需的代码能够越少越好，因此有了红黑树
红黑树背后的基本思想是：用标准的二插查找树（完全由2-节点构成）和一些额外的信息（替换3-节点）来表示2-3树。将红黑树中的链接分为2种类型：
- 红链接：红链接将两个2-节点连接起来构成一个3-节点
- 黑链接：2-3树中的普通链接
将2-3树中的3-节点表示为由一条左斜的红链接相连的两个2-节点（优点是，无需修改就可以直接使用标准二插查找树的get方法）
红黑树是满足下列条件的二叉查找树：
- 红链接均为左链接
- 没有任何一个节点同时和两个红链接相连
- 该树是完美”黑色“平衡的，即任意空链接到根节点的路径上的黑链接数量相同
如果将一棵红黑树中的红链接画平，那么所有的空链接到根节点的距离都将是相同的。如果将由红链接相连的节点合并，得到的就是一棵2-3树。相反，如果将一棵2-3树中的3-节点画作由红色左链接相连的两个2-节点，那么不会存在能够和两条红链接相连的节点，且树必然是完美黑色平衡的
将链接的颜色保存在表示节点的Node数据类型的布尔变量color中。如果指向它的链接是红色的，那么该变量为true，黑色则为false
某些操作中可能会出现红色右链接或者两条连续的红链接，但在操作完成前这些情况都会被小心地旋转并修复。旋转包括2种：
- 左旋转（下图左）
- 右旋转（下图右）
插入新键时，可以使用旋转操作保证红黑树的有序性和完美平衡性
- 整棵树只有一个2-节点（下图左）：
- 插入根节点左侧时，直接插入并设置链接颜色即可，此时父节点成为一个3-节点
- 插入根节点右侧时，需要进行左旋转操作，左旋转后的父节点成为一个3-节点
- 整棵树有多个节点（下图右）：同上
分为下列3种情况，每种情况都会产生一个同时连接到两条红链接的节点，需要使用旋转进行修正：
- 新键大于3-节点的两个键（下图左）：新键被连接到3-节点的右链接。如果将两条链接的颜色都由红变黑，就得到了一棵由三个节点组成、高度为2的平衡树（相当于2-3树4-节点的分解）
- 新键小于3-节点中的两个键（下图中）：将上层的红链接右转得到情况1，然后按情况1进行处理
- 新键位于3-节点两个键之间（下图右）：将下层红链接左旋转得到上一种情况2，然后按情况2进行处理
向3-节点插入新建的操作中，都涉及到将一个节点到两个子节点的红链接设置成黑链接的操作。在这个操作中，将两条红链接设置为黑链接使得左子树和右子树的高度都增加了1，因此还需要将父节点的颜色由黑变红，这样以父节点为根节点的这颗树的高度又减了1，从而保证整体平衡
如果父节点是整棵树的根节点，这个操作可能会将根节点设置为红，因此每次插入操作后会将根节点设为黑色，每当根节点由红变黑时树的黑链接高度就会加1
红链接向上传递：每次必要的旋转之后，都会进行颜色转换，这使得中节点变红。在父节点看来，处理这样一个红色节点的方式和处理一个新插入的红色节点完全相同，即继续把红链接转移到中节点上去
下图展示了向一个3-节点插入新键，红链接的向上传递过程：
只要谨慎地使用左旋转、右旋转和颜色转换操作，就能够保证插入操作后红黑树和2-3树的一一对应关系。在沿着插入点到根节点的路径向上移动时，在所经过的每个节点中顺序完成以下操作，就能完成插入操作：
- 如果右子节点是红色的而左子节点是黑色的，进行左旋转
- 如果左子节点是红色的且它的左子节点也是红色的，进行右旋转
- 如果左右子节点均为红色，进行颜色转换
- 简略的证明：红黑树的最坏情况是它所对应的2-3树中构成最左边的路径节点全部都是3-节点而其余均为2-节点，最左边的路径长度是只包含2-节点的路径长度(~lgN)的两倍（要按照某种顺序构造一棵平均路径长度为2lgN的最差红黑树虽然可能，但并不容易）
无论键的插入顺序如何，红黑树都”几乎是“完美平衡的(基本平衡):
B树只是2-3树的一种推广，从另一方面来说，2-3树是一个3阶B树
B树涉及了在实现基于磁盘的检索树结构时遇到的所有问题：
- B树总是树高平衡的，所有的叶节点都在同一层
- 更新和检索操作只影响一些磁盘块，因此性能很好
- B树把相关的记录（即关键码有类似的值）放在同一磁盘块中，从而利用了访问局部性原理
- B树保证了树中至少有一定比例的节点是满的。这样能改进空间效率，同时在检索和更新操作期间减少在一般情况下需要的磁盘读取数
一个m阶B树有以下特性（m阶中的m表示节点的最大孩子的节点个数，通常应使B树中节点的大小能够填满一个磁盘块）：
- 根或者是一个叶节点，或者至少有2个孩子节点
- 除了根节点外，每个内部节点有m/2(向上取整)到m个孩子节点
- 所有叶节点在树结构的同一层，因此树总是高度平衡的
存储在树中的“指针”值实际上是包含孩子节点的块号，下图为一个4阶B树
- 在当前节点中对关键码进行二分查找
- 如果找到检索的关键码：返回这条记录
- 如果没找到，并且当节点是叶子节点：停止查找，报告检索失败
- 沿着正确的分支继续查找
B树节点插入是2-3树的推广。第一步是找到应当包含插入关键码的叶节点，并检查是否有空间。如果有，直接插入。如果没有，就把这个节点分裂成2个节点，并且把中间的关键码提升到父节点。如果父节点也满了，继续分裂，并再次提升
B树和2-3树实际上从来都没被实现过，最普遍使用的是B树的一个变体，称为B+树。当需要更高的效率时，需要一个更为复杂的变体，称为B*树
B+树最显著的差异在于：
- B+树只在叶节点存储记录(以及指向实际记录的指针)，内部节点存储关键码值，但是这些关键码值只是占据位置，用于引导索引（意味着内部节点在结构上与叶节点有着显著的差异）
- B+树的叶节点一般链接起来，形成一个双链表（这样，通过访问链表中的所有叶节点，就可以按排序的次序遍历全部记录）
- m阶B+树中的叶节点可能存储多于或少于m条记录（最多2m-3个,因为此时插入一个关键码分裂后的2个内部节点都包含m-1个关键码，内部节点最多也只能包含这么多关键码），但是至少要"半满"
- 除了有一个指向根节点的头指针，B+树还有一个指向最小关键码的头指针
B+树特别适合范围查询，一旦找到了范围内的第一条记录，通过顺序处理节点中的其余记录，然后继续下去，尽可能深入叶节点链表，就可以找到范围内的其余记录
B+树的检索必须一直到达相应的叶节点，除此之外，它与正规B树的检索完全一样。即使在内部节点找到了检索关键码值，这个值也只是占据一个位置，并不提供对实际记录的访问
类似于B树插入过程：
- 找到应当包含记录的叶节点L
- 如果L没满：将新纪录添加进去
- 如果L已满：将其分裂成2个节点（在两个节点之间平均分配记录），然后在新形成的右边节点把最小关键码值的一份副本提升到父节点。这个提升过程可能会一直进行到根节点，引起根节点分裂，从而增加一层
下图展示了一个插入过程：
- (a)图：原始状态
- (b)图：插入50
- (c)图：继续经过多次插入后
- (d)图：插入30
删除之前，首先要找到包含要删除的记录R的叶节点：
- 如果叶节点超过半满：
- 只需清除记录R，剩下的叶节点L仍然至少半满（下图1）
- 如果叶节点没有半满，查看相邻的兄弟节点（节点下溢）：
- 兄弟节点的记录很多：从兄弟节点获取元素，使两个节点有同样多的记录（这样做是为了尽可能延迟由于删除而引起的节点再次下溢）（下图2）
- 如果没有一个兄弟节点可以把记录借出来，则将叶节点与一个兄弟节点合并（下图3）。可能会依次使父节点下溢，如果根节点的最后两个子女合并到一起，那么树就会减少一层
B+树要求所有节点至少半满（除根节点外）。这样，存储利用率必须至少达到50%。对于许多实现来说，已经可以满足要求。但如果能让节点更满的话，需要的空间就会更少（因为磁盘文件中未用的空间更少），而且处理效率也会更高（因为每个块中的信息量更大，平均来说，需要读入内存的块数也就更少）。由于B+树已经广泛使用，许多人试图改进其性能。一种实现方法是使用B+树的一个变体，B*树。除了分裂、合并节点的规则不同外，B*树与B+树完全相同。B*树在节点上溢时不把它分裂成两半，而是把一些记录给它相邻的兄弟节点。如果兄弟节点也满了，那么就把2个节点分成3个。同一，当一个节点下溢时，它就与其两个兄弟结合合并，这三个节点减少为两个节点。这样，节点总是包含至少三分之二的记录