左旋必须更新父节点指针，否则树结构断裂；核心是右子节点升为新根、原节点变其左孩子，并同步更新双向父指针、子指针及树根指针。
左旋操作必须更新父节点指针，否则树结构断裂
左旋本质是把 node 的右子节点 right 提升为新子树根，node 变为其左孩子。但常见错误是只改了 node 和 right 的子指针，却忘了更新 right 的父指针、以及原 node 父节点的对应子指针。
实操要点：
- 先保存
right的左子树（即right->left），它将成为node的新右子树 - 设置
right->left = node，再设node->parent = right—— 这步漏掉会导致node父指针仍指向旧父，后续遍历或删除会跳错 - 若
node原来是其父节点的左/右孩子，必须通过node->parent->left或node->parent->right把指针重定向到right；若node是整棵树的根，则需同步更新树的root指针 - 最后别忘更新
node和right的color字段（红黑树中旋转不改变颜色，但逻辑上要保持语义清晰）
右旋时要注意空指针解引用，尤其在插入修复早期阶段
右旋是对称操作，但实际编码中最容易在 node->left == nullptr 时直接调用 rotate_right(node)，导致访问 node->left->right 崩溃。红黑树插入后调用右旋前，必须确保 node->left 非空——这不是冗余检查，而是协议前提。
典型场景：
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- 插入新节点后触发
case 1（叔节点为红色），仅变色不旋转；进入case 2或case 3才可能右旋 -
case 2中当前节点是父节点的右孩子，需先对其父节点左旋，再对祖父右旋 —— 这里两次旋转的入参必须严格非空 - 建议封装成带断言的版本：
assert(node != nullptr && node->left != nullptr);
rotate_left 和 rotate_right 函数不应修改节点颜色，但要重置 parent 指针链
旋转本身不违反红黑树五条性质，所以标准实现中这两个函数完全不碰 color。真正影响颜色的是后续的 recolor 步骤（如插入修复中的变色）。但很多人误以为“旋转后要翻转颜色”，这是混淆了 AVL 的平衡因子调整和红黑树的双色约束。
关键细节：
-
rotate_left(Node* node)返回值应为新的子树根（即原node->right），方便上层直接赋值，比如parent->right = rotate_left(node); - 所有涉及
parent的指针更新必须双向：既要child->parent = parent，也要在parent的子指针字段中写入child，否则会出现悬挂指针 - 如果使用智能指针（如
std::unique_ptr<node></node>），旋转需额外处理所有权转移，此时建议先用裸指针实现逻辑，再迁移
调试旋转逻辑时，优先打印父子关系而非整棵树
红黑树节点少时肉眼可验，但一旦插入十几节点，靠 print_tree() 很难定位哪一步旋错了。更高效的方式是每次旋转前后，用一行日志输出关键三元组：[node->val, node->parent->val, node->parent->left == node ? "L" : "R"]。
这样能快速发现：
- 旋转后
node->parent没更新 → 日志显示父值仍是旧值 - 父节点的子指针未重连 → 日志中父节点仍指向旧
node，但node的父却已变成别人 - 根节点旋转后未更新
root→ 日志首行父值为 0 或非法地址
比起堆栈跟踪或内存快照，这种轻量级打点在红黑树调试中几乎总是最快定位手段。
