红黑树添加节点的平衡操作相对简单，具体分析参考java8 TreeMap接口实现源码解析，红黑树节点删除需要考虑的情形和翻转动作更复杂。综合各博客大神对该问题的分析，以TreeMap中红黑树节点删除相关代码为例，记录下自己对该问题的分析和理解，欢迎指正。
一、红黑树的规则
1、每个节点都只能是红色或者黑色
2、根节点是黑色
3、每个叶节点（NIL节点，空节点）是黑色的。
4、如果一个结点是红的，则它两个子节点都是黑的。也就是说在一条路径上不能出现相邻的两个红色结点。
5、从任一节点到其每个叶子的所有路径都包含相同数目的黑色节点，即相同的黑色高度。
重点说明下，所谓的叶节点就是空节点，必须是黑色的，叶节点的父节点可能是红色的，也可能是黑色的。
二、红黑树节点删除整体分析
先不考虑节点颜色问题，被删除的节点可能存在以下四种可能：
1、左右子树为空
2、左子树存在，右子树为空
3、左子树为空，右子树存在
4、左右子树都非空
遇到第四种情形时，处理技巧是先找到比目标节点D大的最小节点即D节点右子树中最左边的一个节点，或者比D小的最大的节点即D节点左子树中最右边的一个节点，记为X节点，将X节点的值复制到D节点上，然后删除X节点。这样处理D节点的左右子树可保持不变，而X节点因为要么是最左边要么是最右边的一个节点，所以X节点的左右子树肯定都为空，即情形四转换成了情形一，旋转操作相对简单。即实际处理时只需要考虑前面三种情形即可，下面一一分析。
三、红黑树节点删除具体情形分析
1、只有左子树或者右子树存在，即情形二和情形三
因为从父节点到所有的叶子节点的黑色高度必须一致，所以此种情形下，被删除节点D的左子树或者右子树只能是一个红色节点，而D节点只能是黑色的，如下图所示，因为如果D节点为红色的，则D节点的左子树或者右子树必须是黑色的，就违背了黑色高度一致原则，如果D节点是黑色的，DR节点也是黑色的，同样违背了黑色高度一致原则。
这种情形的处理最简单，删除D节点，用D节点的DR节点代替D节点，并把DR节点涂黑即可。
2、左右子树都为空，即情形一
1）、被删除节点D是红色的
因为删除红色节点不改变该节点所在路径的黑色高度，所以可以直接删除。
2）、被删除节点是黑色的
删除黑色节点肯定会改变该节点所在路径的黑色高度，肯定需要通过左旋或者右旋调整，因为被删除节点D左右子树都为空，所以只能往上考虑D节点的父节点P和兄弟节点S了。同红黑树节点插入的平衡操作，D节点是左节点和D节点是右节点时的旋转方向是相反的，过程是一样的，这里以D节点是左节点为例分析。
2a）兄弟节点S是红色的
兄弟节点S是红色的，S的左节点SL和右节点SR一定是黑色的，SL和SR不为空节点的话则下面最多还有一个红色的子节点。这种情形的处理是对P节点左旋，然后把S节点涂黑，P节点涂红，从而将兄弟节点S是红色的转换成兄弟节点是黑色的情形，如下图所示：
2b）兄弟节点S是黑色的
这种情形最为复杂，需要考虑P节点的颜色和SL,SR节点的颜色，这里分三种情形处理：
1、SL和SR都是黑色节点，P节点的颜色为红色
SL和SR都是黑色节点的话，则SL和SR必为黑色的空节点。这种情形的处理是将S节点涂红，P节点涂黑，然后删除D节点即可，从P节点往各叶子节点的黑色高度不变，如下图所示：
2、SL为红色，SR为黑色，P节点的颜色任意
SR是黑色节点则必为空节点，这种情形的处理是将SL涂黑，S节点涂红，然后对S节点右旋，从而将这种情形转换成了下面的情形三。
3、SR为红色，SL为黑色，P节点颜色任意
SL节点为黑色，则SL必为空节点。这种情形的处理是将S节点涂成P节点的颜色，P节点涂黑，SR节点涂黑，然后对P节点左旋。这种情形下从S节点出发到所有的叶子节点的黑色节点数与原来的P节点一致，达到平衡，可以放心删除D节点。
总结上面讨论的被删除节点是黑色的四种情形，可以发现其旋转的最终效果是保证根节点到D节点的黑色高度加1了，而到其他叶子节点的高度不变，这样删除D节点后，根节点到所有叶子节点的高度都一致了。最重要的一点，上面三种情形的旋转只关心D节点是黑色的，无需考虑D节点是否有左子树右子树。 以最后一种情形为例，如果D节点下面有一个黑色节点，则SL必为黑色的非空节点，SR下面还有一个非空的黑色节点，因为旋转操作不影响D，SL，SR节点同其子节点的关系，所以旋转完成后到D节点的黑色高度依然会加1,如下图所示：
4、SL和SR都是黑色节点，P节点的颜色为黑色
SL和SR都是黑色节点，则必为空节点。这时因为P节点下左子树和右子树都是黑色节点了，如果删除D节点，无法对P节点及其子节点做旋转来保证黑色高度一致，只能通过P节点的父节点和兄弟节点的旋转来保持平衡了。这时的处理方法时，将S节点涂红，然后将P节点作为待删除的黑色节点，走被删除节点是黑色的逻辑。S涂红是为了让从P节点到SL,SR的黑色高度减1，后面对P节点做平衡处理，根节点到P节点的黑色高度会加1，从而保证根节点到SL，SR节点的黑色高度保持不点，而根节点到D节点的黑色高度会加1，从而可以安全删除D节点。如下图所示，假如P节点的兄弟节点为红色的，则采用相同的旋转方式，即PP节点涂红，PS节点涂黑，对PP节点坐旋转，从而将其变为P节点的兄弟节点为黑色的情形，后面的旋转动作参考上面的分析。
四、TreeMap删除节点源码解析
private void deleteEntry(Entry<K,V> p) {
modCount++;
size--;
// 节点p的左右节点都存在，将p节点的下一个节点s，即大于P的最小节点，即P的右子树中最左边的一个节点，将s中的值拷贝到p中，然后删除s
//此时s最多有一个右节点
if (p.left != null && p.right != null) {
Entry<K,V> s = successor(p);
p.key = s.key;
p.value = s.value;
p = s;
} // p has 2 children
// replacement表示替代被删除节点的节点，p节点被删除了，只能用其子节点代替
// 经过上面的转换，p要么没有子节点，要么只有一个子节点
Entry<K,V> replacement = (p.left != null ? p.left : p.right);
//p有一个子节点
if (replacement != null) {
// 设置replacement的父节点
replacement.parent = p.parent;
if (p.parent == null)//父节点为空，replacement为根节点
root = replacement;
else if (p == p.parent.left)//p为其父节点的左节点，replacement代替p
p.parent.left = replacement;
else
//p为其父节点的右节点，replacement代替p
p.parent.right = replacement;
//将p节点的引用置空
p.left = p.right = p.parent = null;
//这种情形p节点就是黑色的，子节点即replacement必须是红色的，fixAfterDeletion实际只是将replacement涂黑
if (p.color == BLACK)
fixAfterDeletion(replacement);
} else if (p.parent == null) { //无替换节点且p为根节点，直接删除
root = null;
} else {
//无替换节点，即p无子节点，注意此处是先调整红黑树，再删除p节点，如果先删除再调整就找不到p节点的父节点了，无法调整
//如果p是黑色节点需要调整红黑树，此时需要考虑p的兄弟节点以及p的位置，如果是红色节点则可以直接删除
if (p.color == BLACK)
fixAfterDeletion(p);
//删除父节点对该节点的引用
if (p.parent != null) {
if (p == p.parent.left)
p.parent.left = null;
else if (p == p.parent.right)
p.parent.right = null;
p.parent = null;
}
}
}
/** From CLR */
private void fixAfterDeletion(Entry<K,V> x) {
while (x != root && colorOf(x) == BLACK) {
//x是左节点
if (x == leftOf(parentOf(x))) {
Entry<K,V> sib = rightOf(parentOf(x));
//兄弟节点是红色的，
if (colorOf(sib) == RED) {
//兄弟节点涂黑
setColor(sib, BLACK);
//父节点涂红
setColor(parentOf(x), RED);
//左旋，转换成兄弟节点是黑色的情形
rotateLeft(parentOf(x));
//重置兄弟节点
sib = rightOf(parentOf(x));
}
//兄弟节点的两个子节点都是黑色的
if (colorOf(leftOf(sib)) == BLACK &&
colorOf(rightOf(sib)) == BLACK) {
//将兄弟节点涂红
setColor(sib, RED);
//将x指向父节点，此时父节点为红色则跳出循环，最后将其涂黑，达到平衡
//如果父节点是黑色则继续做平衡处理，保证到P节点的黑色高度加1
x = parentOf(x);
} else {
//兄弟节点的左节点为红色的，右边是黑色的
if (colorOf(rightOf(sib)) == BLACK) {
//兄弟节点的左节点涂黑，此时兄弟节点的左右节点都是黑色
setColor(leftOf(sib), BLACK);
//兄弟节点涂红
setColor(sib, RED);
//兄弟节点右旋
rotateRight(sib);
//重新指定兄弟节点，转换成兄弟节点的右节点为红色的情形
sib = rightOf(parentOf(x));
}
//将兄弟节点的颜色设置成父节点颜色
setColor(sib, colorOf(parentOf(x)));
//把父节点设置成黑色
setColor(parentOf(x), BLACK);
//兄弟节点的右节点从红色变成黑色
setColor(rightOf(sib), BLACK);
//左旋父节点，达到平衡
rotateLeft(parentOf(x));
//将x置成root跳出循环,此时x原来的引用并没有改变
x = root;
}
} else { //x是右节点，与左节点逻辑相同，旋转方向相反
Entry<K,V> sib = leftOf(parentOf(x));
if (colorOf(sib) == RED) {
setColor(sib, BLACK);
setColor(parentOf(x), RED);
rotateRight(parentOf(x));
sib = leftOf(parentOf(x));
}
if (colorOf(rightOf(sib)) == BLACK &&
colorOf(leftOf(sib)) == BLACK) {
setColor(sib, RED);
x = parentOf(x);
} else {
if (colorOf(leftOf(sib)) == BLACK) {
setColor(rightOf(sib), BLACK);
setColor(sib, RED);
rotateLeft(sib);
sib = leftOf(parentOf(x));
}
setColor(sib, colorOf(parentOf(x)));
setColor(parentOf(x), BLACK);
setColor(leftOf(sib), BLACK);
rotateRight(parentOf(x));
x = root;
}
}
}
//x为root或者红色节点，此时统一置成黑色
setColor(x, BLACK);
}