游戏A：
甲乙两人面对若干堆石子，其中每一堆石子的数目可以任意确定。例如图1所示的初始局面：共n=3堆，其中第一堆的石子数a1=3，第二堆石子数a2=3，第三堆石子数a3=1。两人轮流按下列规则取走一些石子，游戏的规则如下：
每一步应取走至少一枚石子；
每一步只能从某一堆中取走部分或全部石子；
如果谁无法按规则取子，谁就是输家。
游戏B：
甲乙双方事先约定一个数m，并且每次取石子的数目不能超过m个；
其余规则同游戏A。
游戏C：
甲乙两人面对若干排石子，其中每一排石子的数目可以任意确定。例如图2
所示的初始局面：共n=3排，其中第一排的石子数
a1=7，第二排石子数a2=3，第三排石子数a3=3。两人轮流按下列规则取走一些石子，游戏的规则如下：
每一步必须从某一排中取走两枚石子；
这两枚石子必须是紧紧挨着的；
如果谁无法按规则取子，谁就是输家。
回忆游戏A的结论，以及它在游戏B上的推广，对于游戏C，我们的想法是
设计一个函数f，把函数f的值看作是二进制数。对于任意一个初始局面S，设S=(a1, a2, …, an)，令#S=f(a1)+f(a2)+…+f(an)。若#S≠0，则先行者（甲）有必胜策略；否则#S=0，这时后行者（乙）有必胜策略。
游戏A中，f(x) = x。
游戏B中，f(x) = x mod (m + 1)。
游戏C中，f(x) = ?。
关键就在于如何构造一个满足要求的函数f。
回忆关于游戏A、B的结论的证明过程
函数f是否满足要求，关键在于#S是否满足下面的条件。
若#S=0，则无论先行者如何取子S→T，都有#T≠0。
若#S≠0，则先行者必然存在一种取子方法S→T，且#T=0。
用符号$(x)，表示局面(x)的下一步所有可能出现的局面的集合。
在游戏A中，$(3)={(2), (1), (0)}。
在游戏B中，若m=4，则$(9)={(8), (7), (6), (5)}，$(2)={(1), (0)}。
在游戏C中，$(7)={(5), (1, 4), (2, 3)}。
定义集合g(x)：设$(x)={S1, S2, …, Sk}，则g(x)={#S1, #S2, …, #Sk}。
在游戏A中，$(3)={(2), (1), (0)}，故g(3)={#(2), #(1), #(0)}={10, 01, 00}。
在游戏B中，若m=4，则g(9)={#(8), #(7), #(6), #(5)}，g(2)={#(1), #(0)}。
在游戏C中，g(7)={#(5), #(1, 4), #(2, 3)}。
用大写字母N表示非负整数集，即N={0, 1, 2, …}。
令N为全集，集合G(x)表示集合g(x)的补集。
定义函数f(n)：f(n)=min{G(n)}，即f(n)等于集合G(n)中的最小数。
设局面S=(a1, a2, …, an)，#S=f(a1)+f(a2)+…+f(an)，采用二进制数的加法。
若#S=0，则S负；若#S≠0，则S胜。
游戏C的f值：
g(0)={}，G(0)={0, 1, …}，f(0)=0；
g(1)={}，G(1)={0, 1, …}，f(1)=0；
g(2)={#(0)}={f(0)}={0}，G(2)={1, 2, …}，f(2)=1；
g(3)={#(1)}={f(1)}={0}，G(2)={1, 2, …}，f(3)=1；
g(4)={#(2), #(1, 1)}={f(2), f(1)+f(1)}={1, 0}，G(4)={2, 3, …}，f(4)=2；
g(5)={#(3), #(1, 2)}={f(3), f(1)+f(2)}={1, 1}，G(5)={0, 2, 3, …}，f(5)=0；
g(6)={#(4), #(1, 4), #(2, 2)}={2, 1, 0}，G(6)={3, 4, …}，f(6)=3；
g(7)={#(4), #(1, 4), #(2, 3)}={2, 2, 0}，G(7)={1, 3, 4, …}，f(7)=1；
结论
此类搏弈游戏的一般性解法：
用一个n元组(a1, a2, …, an)，来描述游戏过程中的一个局面。
用符号#S，表示局面S所对应的二进制数。
用符号$(x)，表示局面(x)的下一步所有可能出现的局面的集合。
定义集合g(x)：设$(x)={S1, S2, …, Sk}，则g(x)={#S1, #S2, …, #Sk}。
令非负整数集为全集，集合G(x)表示集合g(x)的补集。
定义函数f(n)：f(n)=min{G(n)}，即f(n)等于集合G(n)中的最小数。
设局面S=(a1, a2, …, an)，#S=f(a1)+f(a2)+…+f(an)，采用二进制数的加法。
若#S≠0，则先行者有必胜策略；若#S=0，则后行者有必胜策略。适用范围和限制条件：
甲乙两人取石子游戏及其类似的游戏；
每一步只能对某一堆石子进行操作；
每一步操作的限制，只与这堆石子的数目或一些常数有关；
操作在有限步内终止，并不会出现循环；
谁无法继续操作，谁就是输家。
游戏D（POI’2000，Stripes）：
一排石子有L个，甲乙两人轮流从中取“紧紧挨着的”A或B或C枚石子。谁不能取了，谁就是输家。已知A, B, C, L，问甲乙二人谁有必胜策略。
#include<cstdlib>
#include<stdio.h>
#include<string.h>
using namespace std;
int color[3];//连续取的石子的颗数
int fx[1010];//函数f(x),f(x)不为0,为利己态。
/*
**用符号$(x)，表示局面(x)的下一步所有可能出现的局面的集合。
**定义集合g(x)：设$(x)={S1, S2, …, Sk}，则g(x)={#S1, #S2, …, #Sk}。
**用大写字母N表示非负整数集，即N={0, 1, 2, …}。
**令N为全集，集合G(x)表示集合g(x)的补集。
**定义函数f(n)：f(n)=min{G(n)}，即f(n)等于集合G(n)中的最小数。
*/
void init()
{
for(int i=0;i<=1000;i++)//枚举每段区间[0,i]
{
int g[1010];//记录局面x下一步出现的所有的局面的结合：g(x)
memset(g,0,sizeof(g));
for(int j=0;j<3;j++)//石子的三种数量
for(int k=color[j];k<=i;k++)
{
//在区间[0,i]中，在不同位置取走color[j]颗石子
//即k是这color[j]颗石子的右端点。
int t=fx[k-color[j]]^fx[i-k];
//k-color[j]是左边剩下的石子数量，成为一个局新面;
//i-k为右边剩下的石子的数量，成为一个新局面
g[t]=1;
//标记g(#(left局面,right局面)),
//其中，#(left局面,right局面)=left局面^right局面.
}
for(int j=0;j<=1000;j++)
if(!g[j])
{ //G(x)为g(x)的补集,放f(x)=min(G(x))，
//而集合g(x)的所有元素已经标记为1；
//所以对于第一个等于0的g[j]，j就是min(G(x))
fx[i]=j;
//f(i)的解为min(G(x)),也就是j
break;
}
}
}
int main()
{
while(scanf("%d",&color[0])!=EOF)
{
for(int i=1;i<3;i++)
scanf("%d",&color[i]);
memset(fx,0,sizeof(fx));
init();
int t;
scanf("%d",&t);
while(t--)
{
int n;
scanf("%d",&n);
if(fx[n]==0) puts("2");
else puts("1");
}
}
}
