添加与搜索单词：Trie 走路，'.' 用 DFS 试遍
普通字母仍走唯一孩子。点号匹配任意一个字母，当前节点没有路标，只能对每个非空孩子递归；任一成功即成功，全失败才失败。
Trie 存词，addWord 与 LC208 相同。search 用 dfs(node, i)：普通字符走 children[c]，没有则假；'.' 枚举所有非空孩子 dfs(child, i+1)，一个真则真；i 走到词尾时返回 isEnd。最坏 O(26^m)，m 是点号个数。
设计一个结构，支持 addWord(word) 和 search(word)。单词只含小写字母。搜索串可以含 '.'，一个点号匹配任意一个字母。
主例先插入 bad、dad、mad。search("pad") 没有 p 这条路，假。search(".ad") 第一个字符是点号，根的孩子有 b、d、m，沿 d 再走 a、d，落到 dad 的词尾，真。search("b..") 也会真。
没有点号时这就是普通 Trie 查找。缺的是点号这一步没有唯一后继。本文要回答：为什么必须 DFS 试遍孩子，以及走到末尾为什么还要看 isEnd。
点号没有路标，只能把孩子试完
addWord 和前缀树完全一样：沿字母往下走，缺节点就建，最后一个字母标 isEnd。主例插完之后，根下面有 b、d、m 三条边，再往下各自是 a→d，三棵分叉在第二层又汇到字母 a。查找普通串 pad：根没有 p，直接假。这一步不需要回溯。
search 的缺口出在 '.'。点号不是某一个字母，当前节点的每一个非空孩子都可能对。若只走第一个孩子，主例 ".ad" 若先试 b，b→a→d 能命中 bad，碰巧对；若实现写成「找不到就假」而不枚举，碰到只有 dad 能配的模式就会漏。正确做法是 DFS：对每个孩子调用 dfs(child, i+1)，谁先返回真，整次搜索就可以停；所有孩子都假，这个点号失败。
还有一个缺口在词尾。字符走完不等于单词在字典里。Trie 里 "ad" 是 dad 的后缀，根走到 a 再走到 d，节点在，但那是某条边的中途，isEnd 为假。所以 i 等于单词长度时，返回的是当前节点的 isEnd，不是「节点非空」。点号在末尾同样遵守这条："." 匹配单字母单词，必须落到一个 isEnd 为真的孩子上。
用手走主例 search(".ad")。i=0 是点号，根的孩子分支是 b、d、m，演示第一帧。试 b：下一个要的是 a，b 下面是 a，再要 d，落到 bad 的词尾，isEnd 为真，已经可以返回真。演示走的是 d 分支：d→a→d，命中 dad，同样真。两种走法都合法，动画标出其中一条。若三个孩子下面都接不上 "ad"，才返回假。
最坏情况全是点号，每个位置 26 路，时间 26 的单词长度次方。实际字典稀疏，多数孩子是空，循环里跳过即可。插入仍是线性于单词长。不要把点号当成「跳过一层任意前缀」——一个点号只吃一个字符。
一个点号只匹配一个字母'.' 不是通配剩余全部，也不是可空。试错失败就回到这个点号，换下一个孩子。词尾必须看 isEnd，否则前缀会被当成单词。
Go：递归 + 通配
func (t *Trie) search(word string) bool {var dfs func(*TrieNode, int) booldfs = func(n *TrieNode, i int) bool {if i == len(word) { return n.isEnd }c := word[i]if c != '.' {if n.children[c-'a'] == nil { return false }return dfs(n.children[c-'a'], i+1)}for _, child := range n.children {if child != nil && dfs(child, i+1) { return true }}return false}return dfs(t.root, 0)}
1字符用完：只认 isEnd，不认「节点还在」。
2普通字母走唯一槽位，空槽直接假。
3点号枚举所有非空孩子，谁先配上谁返回真。
4孩子全失败才假。主例三个分支里 d 能走到 dad。
总结
插词走 Trie；搜索遇 '.' 对每个孩子 DFS。主例 ".ad" 经 d 命中 dad。
- addWord 与 LC208 相同。点号只出现在 search。
- 一个点号吃一个字母，要试遍当前孩子，不是跳过剩余串。
- 走到末尾看 isEnd。前缀 ad 在 dad 里，单独搜 "ad" 为假。