必须用ll旋转当插入导致右子树比左子树低2且失衡节点左子的左子树更高；rr需先更新p高度再更新q；lr/rl必须分两步旋转并自底向上更新高度；插入后须自底向上逐层检查平衡因子并重算高度。
LL旋转：什么时候必须用rotateLL？
当插入导致右子树高度比左子树低2，且失衡节点的左子节点的左子树更高（即balanceFactor ≥ 0）时，必须执行LL旋转。这不是“可选优化”，而是AVL定义下恢复平衡的刚性操作。
- 失衡节点记为
p，其左子节点为q - 旋转后：
q上移为新根，p变为q的右子，原q的右子（若有）成为p的左子 - 必须同步更新
p和q的height字段，否则后续判断会错——常见漏掉这步，导致插入后看似平衡、实则height值错误，下次插入直接崩溃 - 示例片段：
Node* rotateLL(Node* p) { Node* q = p->left; p->left = q->right; q->right = p; p->height = max(height(p->left), height(p->right)) + 1; q->height = max(height(q->left), height(q->right)) + 1; return q; }
RR旋转：和LL对称，但height更新顺序不能反
RR是LL的镜像，但新手常在更新height时误把父节点p的计算放在子节点q之前——这是错的。因为p->height依赖于q->right（即原p的右子），而该指针已被修改；必须先算p->height，再算q->height。
-
q是p的右子，旋转后q上位，p变左子 - 若
q原本有左子树，它会成为p的右子 —— 这个衔接点容易写反指针 - 不要复用LL的代码改符号了事；RR中
p->right = q->left和q->left = p的赋值方向必须严格对应拓扑
LR和RL旋转：为什么必须拆成两步？
LR不是“一次旋转”，而是先对p->left做RR，再对p做LL。强行合并逻辑会导致指针错乱，尤其当中间节点q（即p->left）本身有复杂子树时。
- 常见错误：试图用一个函数完成LR，结果
q->right被旋转两次或未更新 - 正确做法：先调用
rotateRR(p->left)，再将返回值赋给p->left，最后调用rotateLL(p) - RL同理，先
rotateLL(p->right)，再rotateRR(p) - 注意：两次旋转后，三个节点（
p、q、r）的height都需重算，且顺序是自底向上（先最深的子节点，再中间，最后根）
插入后平衡检查：别只看当前节点的balanceFactor
AVL插入不是插完就完，必须从插入点向上回溯到根，逐层检查并旋转。很多实现只检查父节点，漏掉祖父及以上节点可能仍失衡。
- 每次递归返回时，必须重新计算当前节点
height，再算balanceFactor = height(left) - height(right) - 若
abs(balanceFactor) > 1，才触发对应旋转；旋转后该子树高度可能变化，需继续向上反馈 - 别用
if (bf == 2 || bf == -2)代替abs(bf) > 1——虽然数值等价，但语义不清晰，易在扩展支持其他平衡策略时埋坑
真正难的不是写出四种旋转，而是让它们在插入/删除的递归路径中精准触发、高度正确更新、且不破坏已有指针关系。哪怕一个height字段滞后更新一帧，整棵树的平衡判定就会雪崩。
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