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, 1
3, 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。