插入
每次插入后将节点置为红色，这样不会改变路径上黑结点的个数，但是可能存在父亲同为红色的情况。
首先讨论插入到爷爷左子树的情况。
Case1:
父亲和父亲的兄弟都为红，这时只需要把父亲和爷爷的颜色反转，不会破坏树的性质。
对爷爷进行递归操作。
Case2:
父亲和父亲兄弟的颜色不同稍为麻烦，首先对父亲左旋变为 Case3。
Case3:
首先将父亲和爷爷的颜色互换，此时颜色的性质满足了，但是路径数量的性质不满足。
所以第二步对爷爷进行 Right Rotate，则满足红黑树的性质。
对称：
插入到爷爷左子树与插入到爷爷右子树的情况时对称的，同样操作即可。
删除
先执行二叉树搜索树的删除操作，执行后再考虑颜色的修正。
红黑树的删除不同之处在于要记录 x 结点，因为 x 结点(有且仅有)会引起红黑性质的破坏。
同时还要记录 y 结点的颜色， 因为 y 结点被替换会引起黑色变少。
二叉搜索树删除时有三种情况
Case1:
Z 只有一个子树， 此时删掉 z, 并把 x 移上去， 因此 z 就是 y。
因为红黑树还连有 nil 结点， 因此叶子结点可以归于Case1。
Case2:
z 的右儿子就是右子树中最小的结点(选取左右子树都可，我就都对右子树进行操作了)
此时的操作相当于直接把 y 提上去
因此我们可以让 y 的 颜色改为 z 的颜色，注意到此时真正颜色性质改变的颜色是原来的 y 结点， 而被 x 替换了。
Case3
这是最后一种二叉搜索树的删除。
用 y 替换 z, 并将 x 替换到 y 的位置上。
与 Case2 相同，把 y 的颜色改为 z 的颜色，结点性质不变， 只有 y 结点被删掉倒是颜色性质改变。
FIXUP
从上面的删除操作我们发现，只有 y 结点会因为被"删除"且为黑色时可能导致颜色性质被破坏。因此我们只需要对替换 y 的 x 结点进行递归的 FIX 即可。
由于对称性， 下文只讨论 x 为左儿子的情况。
Case1
x 为红色或 x 为根， 直接把 x 替换为黑色即可。红变成黑可以满足 y 为黑的性质，且不会破坏原有的性质。
Case2
x 的兄弟结点 w 是红色的
此时 x 的父亲一定是黑色的。因此先将 w 和父亲结点的颜色互换。
再对 x 的父亲左旋， 因为 w 的儿子一定是黑色的(w之前是红色)， 所以 x 的兄弟就是黑色，变为 case3,4,5。
Case3
x 的兄弟结点 w 是黑色且两个儿子都为黑
此时直接将 w 变为红色， 再把 x 的父亲变为黑色，可视为新的 x， 递归讨论即可。
书上将 x 称为双重黑色，即原来 y 的黑色叠加到 x 上， 此时把 x 的黑色叠加到父亲上也可以这样理解。
Case4
x 的兄弟结点 w 是黑色， 左孩子是红色， 右孩子是黑色
先将 w 与左儿子颜色互换， 再对 w 右旋，即变为 Case5。
Case5
x 的兄弟结点 w 是黑色， 右孩子是红色
这步操作相当于把 x 的其中一个黑色分给了 w 的右儿子， 再将 w 和 父亲颜色互换，最后对父亲进行左旋。
这个过程不会破坏红黑树的性质(挖坑，证明略)，因此只需要将根设为 x 递归向上处理即可