这是我的猜想的证明。让
n是排列的长度，
m是窗户的长度，我们可以转动，在那里
1 ≤ m ≤ n。排列
P和
Q是 几乎相等
，如果存在窗口旋转的序列变换
P成
Q。几乎相等是等价关系。这是对等价类的要求保护的特征。
(1) m = 1: P almost equals Q if and only if P = Q(2) m = n: P almost equals Q if and only if they're rotations of each other(3) 1 < m < n, m odd: P almost equals Q if and only if they have the same parity(4) 1 < m < n, n even: P almost equals Q
前两个主张是显而易见的。至于
(3)，奇偶条件的必要性源于以下事实：旋转奇数长度的窗口是偶数排列。
这里争论的重点是找到一个when的算法
n = m + 1 ≥ 4，因为通常来说，我们可以使用类似于插入排序的算法进行转换，
P以便除最后一个
m +1元素之外的所有元素都匹配
Q，具体来说，
(n, m) = (3,2)可以通过检查来解决这种情况。如果
m是偶数，我们将
Q通过在
m必要时旋转最后一个元素来进一步确保该转换匹配的奇偶校验。（
m奇怪的是，我们假设均等。）
我们需要一种同时移动少于
m元素的技术。假设状态如下。
1, 2, 3, 4, ..., m, m + 1
旋转第二个窗口
m - 1时间（即反向一次）。
1, 3, 4, ..., m, m + 1, 2
旋转第一个窗口
m - 1时间。
3, 4, ..., m, m + 1, 1, 2
第二，两次。
3, 2, 4, ..., m, m + 1, 13, 1, 2, 4, ..., m, m + 1
我们已经成功地旋转了前三个元素。这与旋转共轭相结合就足以将“插入”的第一个
m - 1元素“放置”
Q到位。其他两个按奇偶校验顺序排列正确。
