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。