上一节我们用 (3+4)-重构统一处理所有失衡。但失衡的形状本身只有四种——都由失衡节点往下走两步的方向决定。

前页说过失衡有四种，对应四种旋转——LL/RR用单旋、LR/RL用双旋。但仔细看，这四套手法其实是同一件事的四个影子。3+4把它们收编成一套统一操作。

上一页我们看到四种失衡形态，但要动手 (3+4) 重构，得先从插入点往上找到「当事人」——失衡的祖父 g、它的孩子 p，以及 p 的孩子 v。

四种失衡横向并排；每型都是 g→p→v 三代，边上 L/R 标出该层走向。

上一页我们圈出了 g、p、x 三个节点。重构把它们挪到哪？答案藏在「中序遍历」这条不变的线上。

三节点、四棵子树的中序排列与重新连接

LL/LR/RR/RL四种情况对应的中序排列结果

六步把失衡子树原地重构成平衡子树，每步都不可省。

沿着流程看：记录原高度→3+4重构→验证新高度恰好少一层，bf才算真正修好。

六步重构走完后，我们要把这套操作封装成一个函数，调用一次就完成整个修复。不同失衡情况处理逻辑不同，但入口应该统一——这就是 rotateAt() 的设计目标。

从 v 沿 parent 找到 p、g，用两层 h 方向判定 LL/LR/RR/RL，再把三代和四棵子树交给 connect34。

两层 h 判断先定 p 相对 g 的方向，再定 v 相对 p 的方向；四个 return 按 LL、LR、RR、RL 传入 3+4 的七个参数。

沿箭头判断：先看g→p方向定支线，再读p→n方向h决定单/双旋。

connect34() 的核心：六行指针赋值覆盖所有失衡情况。

前 4 行把四棵子树按中序挂到 a、c 下；后 2 行让 b 接管 a 和 c 成为新子树根——这就是 (3+4) 重构的统一形式。

四种失衡，传统旋转要写四套逻辑；3+4 一套搞定。边界与复用的差异在哪儿？

上一页我们连接了 t1~t4、调整了三个节点——表面看操作不少，实际却只花常数时间。为什么？我们来数清楚到底做了多少事。

在(3+4)重构中，g是失衡节点，p是g更高的孩子，v是p更高的孩子。若p是g的右孩子、v是p的左孩子，应执行什么旋转？

三道开放题，先自己想三分钟，再点开参考答案对照思路。