第十章 否认性扣叫
在应叫者显示了他的控制数目之后，开叫者通常有三个选项：
-
止叫
-
满贯试探
-
否认性扣叫（DCB）
止叫
当应叫者对控制问叫的回答仍然在3阶时，开叫者的4
是接力到4
并开启止叫程序。而如果应叫者对控制问叫的回答是4
，开叫者就必须直接叫出将牌花色止叫，因为4已经不是接力到4。通常来说这是很直截了当的处理方式。
然而，当应叫者对控制问叫的答叫是4时，开叫者的下一级叫品（到6
为止）均被定义为接力，而非止叫。甚至当这个接力是应叫者已知的5张套花色时也是如此。因此开叫者必须谨慎从事，需要提前做好预案以防止自己陷入这种困境。
上述规则中有一个非常重要的例外——如果应叫者显示了一个6张或更长的花色，则开叫者在成局线上叫出该花色总是止叫，即使该叫品事实上是一个接力。开叫者必须非常小心，当他不想打这个6+长套的花色定约时，就要避免叫出这个花色来。如果此时他仍然有满贯兴趣，他只需跳过这一级，把下一级叫品当作接力叫。举例来说，如果应叫者对控制问叫的答叫是4，而他已经显示了6+，则4将是止叫，而4继续接力。
除了上述限制外，在应叫者回答完控制数目后开叫者的下一级接力总是要求应叫者进行扣叫。在KK-Relay里这个扣叫过程是密码式的：应叫者跳过他有控制的花色而显示他第一个没有控制的花色，因此该进程又被命名为否认性扣叫（DCB）。
下面几个例子是开叫者试图止叫时可能会遇到麻烦的情形。
| 西 |
东 |
| 1 |
1 |
| 1NT |
2 |
| 2 |
2 |
| 2NT |
3 |
| 3 |
4 |
| 4 |
|
1显示4+。2表示第二套是。2显示+长的双套型，此后最终ESS叫品3表示剩余两门花色中较低级花色为短套的5521型，所以应叫者的确切分布是2-5-1-5。开叫者3是控制问叫，应叫者4显示他持有4个控制。现在开叫者的4不是止叫。如果开叫者仍然想打定约，他必须至少上到5阶（请注意此时4倒是止叫）。
很显然，我们不希望这种非自愿越过最后一个可能打成的成局定约的情况发生，因此开叫者必须提前考虑到，如果同伴的答叫正好低于他想止叫的花色一级，他有没有办法应付。这类“死亡答叫”可能会破坏开叫者的止叫计划。
因此，当开叫者准备接力询问控制或开启DCB程序之前，他最好问一下自己，“我能够安全地处理死亡答叫吗？”如果答案是否定的，他就应该采用另一条路径来试探满贯。
1显示4+。3显示6331牌型，最低级别的边花是短套，因此应叫者的确切分布是是3-6-3-1。4表示4个控制。由于应叫者持有6+，此时开叫者的4就是止叫，而非开启DCB进程。当然，如果开叫者已经计划好打定约的话，他就不必担心应叫者的4死亡答叫。
在上面这个例子里，4是止叫，那么4就是DCB。可是，如果开叫者原本计划打定约怎么办？在这种情况下，同伴对他3控制问叫的4和4答叫都属于死亡答叫的范畴，让他无法顺利地停在4上。总而言之，当应叫者显示一个6+花色套后，你必须特别小心同伴的答叫阶梯。
把应叫者显示了6+长度的花色在成局线上的叫品总是作为止叫而非接力背后的逻辑如下：通常来说我们总是希望用最便宜的叫品来做DCB，这样节省下来的空间将有助于开叫者继续询问和满贯有关的关键信息。然而，当应叫者显示了一个6+花色后，这个花色成为将牌的概率是相当大的。因此把这个花色在成局线上的叫品处理成止叫将大大缓解开叫者的压力，让他不必担忧可能出现的死亡答叫（比该花色正好低一级的叫品）。这样的话，当开叫者准备以该花色为将牌时就节省了一级空间，只有在开叫者不准备打这个花色时才有所损失。这种取舍是完全值得的，毕竟以应叫者显示了6+长度的花色为将牌是大概率事件。
和同伴显示完牌型后开叫者立刻进行止叫的程序不同，开叫者询问控制过后的止叫几乎是强制性的。在控制问叫之后，开叫者已经知道同伴的实力——他止叫的唯一原因在于联手缺乏足够的控制。应叫者只有从他手中牌情以及叫牌过程中推断出不缺控制方可取消同伴的止叫。在这种情况下，他直接显示同伴止叫花色的RKC数目，因为同伴已经知道了他有几个控制。
满贯试探
当开叫者的4是接力到4开启止叫序列时，Woolberry约定叫仍然有效。这意味着开叫者越过4直接在成局线上叫出某花色是以该花色为将牌的自然满贯试探。
应叫者已经显示了他的牌型分布，而开叫者选择不询问同伴的控制数目，因此应叫者在决定是接受还是拒绝同伴的满贯邀请时可以不考虑控制因素。他的决定完全取决于手中Q的数目，尤其是将牌Q，以及他手中是否有一些开叫者尚不知道的赢墩来源。举例来说，如果他已经显示了在某边花上的持牌是AXXXXX，而他的实际牌情是AJ109XX，那么这就是一个接受邀请的理由。再强调一遍，当应叫者接受邀请时，他简单回答该将牌花色的RKC数目。
而在那些4已经不是接力到4的序列里，开叫者就没有了自然性满贯邀请的选项。
DCB
这是个很有趣的概念。在已知同伴的控制数目后，开叫者的下一级接力开启了否认性扣叫（DCB）进程。只有一个例外，那就是如果该接力正好是同伴6+以上花色的成局线叫品，则开叫者必须跳过这一级。应叫者采取一种不寻常的方式显示他大牌的位置，将在稍后详细描述。在第一次DCB答叫后，开叫者再次接力开启下一个DCB（仍然必须跳过应叫者6+以上花色的成局线叫品）。DCB可以一直持续到6，除非开叫者中途断开接力而设定最终定约。开叫者任何非DCB接力的叫品都是止叫。
因此，开叫者不满足DCB接力问叫的叫品清单如下：
-
3NT
-
4/5/6阶应叫者显示了6+长度的高花
-
5/6阶应叫者显示了6+长度的低花
-
6NT
-
任意7阶叫品
上面所有这些叫品都定义为止叫。
开叫者必须牢记哪些叫品是止叫而不能用于DCB问叫。如果他对此不上心的话，很容易造成严重的后果。例如，应叫者显示了一个6张套花色，开叫者却计划以另一个花色为将牌，但是忘记了他的下一级接力正好是应叫者的6张套。他认为这是个接力，但事实上这是个止叫。应叫者无从知晓同伴的计划，所以他只能按协议pass。
务请谨慎从事——这是刚开始学习KK-Relay的牌手们最容易犯的错误之一。
在开叫者的DCB问叫后
应叫者通过如下方式进行回答：
从他的最长套开始，应叫者根据由长到短的次序扫描每个花色里的A或K。如果有其中一个（但不能两者皆有），那么就把该花色标记为“是”，并继续扫描下一花色。如果有两个花色等长，优先扫描级别较高的花色。当应叫者扫描到一个花色里既没有A也没有K（或两者皆有）时，将该花色标记成“否”，同时扫描停止。开叫者已经知道了同伴的确切牌型分布，当然也就知道了同伴扫描的顺序。
应叫者持续进行扫描，在碰到第一个标记成“否”的花色后，只需简单统计一下标记为“是”的花色数目，进行加级答叫即可。如果在遇见第一个标记为“否”的花色前他跳过了两个标记为“是”的花色，那么他将“扣叫”第三级，表示他在第三长套花色里没有A或K，或两者皆有。
举例来说，假设应叫者的牌是：
|
K83
K2
A9832
Q43 |
| 西 |
东 |
| 1 |
2 |
| 2 |
2NT |
| 3 |
3 |
| 3 |
4 |
| 4 |
？ |
2显示5+。2NT表示单套牌，中间级别的边花是短套，此后最终ESS叫品3显示应叫者的确切分布是3-2-5-3。4答叫显示4个控制。
请注意开叫者此时的4是DCB，而非接力到4开启止叫程序。
应叫者首先扫描他的最长套花色，他在这门花色上有A，标记成“是”。
他接着扫描次长花色。和两门花色等长，根据前面给出的优先级，是次长花色，他在这门花色上有K，标记成“是”。
然后他扫描。他在这门花色上既没有A也没有K，因此标记成“否”。
两个“是”和一个“否”意味着应叫者需要加三级答叫。开叫者的DCB问叫是4，所以应叫者答叫4NT。
如果应叫者的牌是Q43
K2
A9832
K83，他的答叫将是4，加两级（一个“是”和一个“否”）答叫。
如果他的牌是A83
K2
Q9832
K83，则应答叫4（最长套标记成“否”）。
在应叫者的DCB答叫后
在应叫者对DCB进行答叫后，开叫者可以继续开启下一个DCB问叫，理论上直到6为止（务必记住跳过同伴的6+花色）。如果开叫者叫出任何非DCB问叫的花色，他就是在决定最终定约。
我们不扫描单张花色
在KK-Relay里，应叫者不扫描他的单张（即使是单张A或K），因为获得的信息和浪费的空间相比微不足道。应叫者必须在13次扫描中停下来11次，否认该花色里是单张A或K，这显然不符合逻辑。
在讨论控制问叫的章节里我们提到不能把单张K计入控制数目的设计。把单张K计入控制数目的后果是，开叫者将极难锁定这个K的位置，因为这个花色绝不会被扫描到。因此，单张K也许是开叫者永远无法发现的大牌。KK-Relay的学习者们对此可能感到困惑，但不必担心。开叫者在需要知道同伴是否单张A时有手段进行查询，甚至有时候还能知道这个单张是不是K。
KQ85
A
8742
AQJ6 |
AJ654
8732
A
873 |
| 西 |
东 |
| 1 |
1 |
| 1 |
1NT |
| 2 |
2NT |
| 3 |
3 |
| 3 |
4 |
| 4 |
4 |
| 6 |
Pass |
1显示4+。1NT表示第二套是。此后2NT表示短的双套，且非逆叫型，为唯一短套。最终ESS叫品3显示应叫者的确切分布是5-4-1-3。4显示4个控制。4表示有A或K，但是没有。开叫者知道同伴除了A之外应该还有两个控制，因此只可能是单张A。
单张K稍微麻烦一些，因为开叫者经常无法扫描到。通常情况下这不成其为问题，但有时候也会对叫牌的精度产生影响。
AQ65
AQ3
A63
QJ2 |
K9752
K
842
A854 |
| 西 |
东 |
| 1 |
1 |
| 1 |
2 |
| 2 |
2NT |
| 3 |
3 |
| 3 |
3NT |
| 4 |
4 |
| 4 |
Pass |
1显示4+。2表示第二套是。此后2NT表示短的双套，且非逆叫型，为唯一短套。最终ESS叫品3显示应叫者的确切分布是5-1-3-4。3NT显示3个控制。从开叫者的角度来看，要想打成满贯，同伴需要有一手近乎完美的牌。继续询问的风险太大，因为连5都不能保证做成。于是开叫者开启了止叫程序，安全地停在4上。在这里K是一张关键的大牌，但是开叫者没有办法扫描到。
幸运的是，上面提到的情形并不经常发生。而且正如我们很快将要看到的那样，开叫者在有些时候的确可以核实同伴是否持有单张K，尤其是在追求大满贯的时候。
AK5
A73
Q842
KQJ |
Q87
Q98643
K
A82 |
| 西 |
东 |
| 1 |
1 |
| 1NT |
2NT |
| 3 |
3 |
| 3 |
3NT |
| 4 |
4 |
1显示4+。2NT表示单套型，为唯一短套。最终ESS叫品3显示确切的3-6-1-3分布。3NT表示两个控制。开叫者知道同伴的两个控制远远不够叫上满贯，就算他的单张是K也不行。因此他开启止叫程序，停在4上。
还有一种可能的解决方案，但却有一定风险，并且很少用到。应叫者在答叫时可以故意扭曲他的牌型，把单张K处理成KX，这样在开叫者DCB问叫时就能扫描出这张K。
举例来说，假设你持有A104
KQJ1065
832
K，听到同伴开叫1。你这手牌满贯潜力巨大，而K很可能是非常重要的一张大牌。因此你也许可以把自己的牌型处理成A104
KQJ1065
83
K2而非3-6-3-1，大概率会得到好的结果。
如果同伴的牌是K95
A3
A108
AQJ74，他将非常高兴地在后期的扫描中发现你的K——得到这个信息与否是摊牌可成的大满贯和停在小满贯上的区别。
在这里，你的牌非常强力，所以你可以适当扭曲你的牌而不会造成严重后果。但有时候这么做却可能会引火烧身，请务必谨慎从事。
下面是几条关于你决定是否应该扭曲牌型时的忠告：
我们不扫描最短套
前面我们已经说过，当应叫者显示了一个单张时，我们不扫描这个花色。
除此之外，即使应叫者没有单张或缺门，我们也不扫描他最短的花色——不管这个花色是双张还是三张。换句话说，我们绝不扫描全部四个花色里的A或K。
Q8
KQ62
AQ5
AKQ3 |
K2
A9854
K63
872 |
| 西 |
东 |
| 1 |
1 |
| 1NT |
2 |
| 2NT |
3 |
| 3 |
4 |
| 4 |
4NT |
| 6NT |
Pass |
1显示4+。2表示5+单套型，为短套。此后最终ESS叫品3表示应叫者的确切分布是2-5-3-3。4显示4个控制。DCB答叫4NT表示=“是”，=“是”，=“否”。应叫者不再扫描（最短套），因为没有必要。开叫者已知应叫者显示了4个控制，因此K一定在他手里，他已经可以数出12墩牌。
KQ985
KQ5
QJ85
A |
AJ74
863
AK9
QJ2 |
| 西 |
东 |
| 1 |
2 |
| 2 |
2 |
| 2NT |
3 |
| 3 |
4 |
| 4 |
4NT |
| 5 |
5 |
| 6 |
Pass |
2显示9-11或15+均型。2表示同色双套，或某高花4张的4333牌型。3显示某高花4张的4333。4表示4-3-3-3分布，15+，5控制。DCB答叫4NT表示=“是”，=“否”。第二次DCB答叫5表示=“否”，因为AK都有的情况标记为“否”。
应叫者无需再扫描最短套；而开叫者已经掌握了所有需要知道的控制信息。应叫者在上不可能有控制，因为他报了5控制，但迄今为止只显示了A2控，无控，为了凑齐剩余的3个控制，他必须持有AK才能对标记为“否”。于是我们很自然地推理出他上没有控制。
跳过第三花色
当已知应叫者有一个单张或缺门的时候，我们不但不扫描这个单缺的花色，而且连第三长套花色也要跳过。这背后的逻辑是开叫者几乎总是可以从应叫者最长套和次长套中AK的位置推断出第三长套花色中的大牌情况。在KK-Relay里节省空间是非常重要的，这里节省下来的空间在开叫者继续探索满贯时有很大价值。
因此，当应叫者显示了一个单张或缺门后，DCB只扫描两个花色。
Q7542
KQJ
A4
AJ10 |
5
A1065
K83
KQ942 |
| 西 |
东 |
| 1 |
1 |
| 1NT |
2 |
| 2 |
2 |
| 2 |
2NT |
| 3 |
3 |
| 3 |
4 |
| 4 |
？ |
1显示4+。2表示第二套是。2显示+短的双套，且为逆叫型。2NT=剩余两门花色中较高级花色是短套，此后最终ESS叫品3表示应叫者的确切分布是1-4-3-5。4=4个控制。在开叫者的4DCB问叫后，应叫者依次扫描最长套和次长套，将两门花色都标记为“是”。但是因为他有一个单张，他不会去扫描第三长套。开叫者很容易推断出应叫者的是KXX，因为他还需要一个K才能凑齐4个控制；而单张K是不计入控制数目之内的。
那么，应叫者该如何继续扫描呢？在本章后面的Queensland小节里我们将予以详细讨论。
滚动式DCB
使用上面描述的方式，开叫者可以进行连续扫描问叫，直到应叫者显示了他所有的A和K为止。举例来说，应叫者持有：
|
QJ95
863
A742
K8 |
| 西 |
东 |
| 1 |
2 |
| 2 |
3NT |
| 4 |
4 |
| 4 |
4NT |
| 5 |
5 |
2=9-11或15+均型。3NT=同型双套，双张，所以应叫者的确切分布是4-3-4-2，9-11（持15+时他会越过3NT答叫）。4=3个控制。4NT=最长套标记为“否”。5=次长套标记为“是”，第三长套标记为“否”。此时开叫者已经可以推断出同伴持有K，因为应叫者报了3控，但在前两次DCB问叫中只显示了两个。应叫者不需要再扫描上的A或K；我们很快将会看到，这节省了关键性的一级空间。
Queensland
当应叫者显示完所有的A和K后，下一步行动是显示Q。当他来到Queensland时，遵循同样的方式，从最长套到最短套扫描他的Q。
我们扫描除了单张以外的全部花色。上面提到的“不扫描最短套”和“跳过第三花色”只在显示A或K时才适用，因为和前面的控制问叫相结合，开叫者可以推断出短套里的控制。我们仍然不扫描单张Q。
AK7
QJ104
AK8
K73 |
Q10954
K83
952
A6 |
| 西 |
东 |
| 1 |
1 |
| 1 |
3 |
| 3 |
3NT |
| 4 |
4 |
| 4 |
4NT |
| 5 |
5 |
| 6NT |
Pass |
1=4+。3=5-3-3-2。3NT=3个控制。4=最长套标记为“否”。4NT=次长套标记为“是”，第三长套标记为“否”。开叫者已经能推断出同伴上有A，因此下一个DCB问叫5就是问Q。5=最长套标记为“是”，次长套标记为“否”。只要是3-2分布，开叫者已经可以数出12墩。
知道应叫者是否持有正确的Q无疑是叫到一个好满贯的关键。我们将在本章后面继续深入探讨Queensland。
接下来呢？当然是扫描J。
Jackscan
当应叫者扫描过全部的Q后，他又回到最长套花色，按照从长到短的次序扫描手中的J。我们把这个过程命名为“Jackscan”。
和我们在Queensland里看到的那样，应叫者扫描所有除了单张以外的花色，和前面扫描Q的方式完全相同。
我们绝不扫描单张Q和J。我们也不扫描10。
扫描单张K
最后，在应叫者扫描过全部的Q和J后，如果他有一个单张，还可以再扫描一下这张牌是否单张K。我们稍后再来看这个扫描的细节。
DCB的小问题
有时候，DCB进程并不像我们迄今为止所见到的那样直截了当并且不容易产生误解。应叫者的某些持牌必须采用稍微不同的处理方式来应付同伴的DCB问叫。
0-2控制
当应叫者做了积极性应叫，但此后只显示了0-2控制时，会产生一个特殊的问题：开叫者不知道同伴确切的控制数目。当然，应叫者一般来说不可能一个控制都没有而仍然可以做积极性应叫，如果他真是这样的持牌，完全可以先1示弱，然后再叫到局。因此，我们通常不担心应叫者0控制的情况。
然而，应叫者偶尔会持有只有一个控制，但却绝对满足积极性应叫条件的牌。如果开叫者期待应叫者是两个控制的话，他就会对同伴DCB的答叫产生误解。因此，当应叫者显示0-2控制而开叫者开启DCB问叫时，应叫者的第一级答叫总是显示1控制。如果开叫者仍然有满贯兴趣，他可以继续DCB。
在大多数情况下，应叫者持有两个控制，他就从第二级开始做通常的DCB答叫（最长套花色标记为“是”，2控制）。
|
KQ3
5
QJ10842
Q74 |
| 西 |
东 |
| 1 |
2 |
| 2 |
2NT |
| 3 |
3 |
| 3 |
3NT |
| 4 |
4 |
| 4 |
4 |
2=5+。2NT=单套，中间级别的边花为唯一短套。最终ESS叫品3=3-1-6-3。3NT=0-2控制。4=1控制。4=最长套标记为“否”。
|
A74
QJ982
Q754
9 |
| 西 |
东 |
| 1 |
1 |
| 1NT |
2 |
| 2 |
3 |
| 3 |
3 |
| 4 |
4 |
1=4+。2=第二套是，且非逆叫型。最终ESS叫品3=3-5-4-1。3=0-2控制。4=最长套标记为“否”，2控制。
捷径
KK-Relay里每一级空间都很重要，因此我们总是不懈地追求能够节省一两级空间的方法。
尤其关键的一点是，我们需要尽可能快地进入Queensland，因为Q常常是最难定位而又对满贯结果有重大影响的牌张。为了不延迟进入Queensland的时间，我们在DCB结构中设置了几条捷径。在前面我们已经看到了几个捷径的例子，在这里我们再详细讨论一下。
只要应叫者已经显示了他全部的A和K，他将直接进入Queensland，而不继续扫描剩余的花色。他假定开叫者已经从他的DCB答叫中知道了自己持有哪些A和K，所以扫描剩余的花色已经没有必要，我们不需要再浪费空间来说“否”。这意味着当他显示完A和K后，他不必等待开叫者的询问就可以直接显示或否定Q。他假定开叫者总是会继续DCB询问Q，因此就节省了关键的一级空间。
|
AQ764
93
72
KJ95 |
| 西 |
东 |
| 1 |
1 |
| 1 |
2 |
| 2 |
3 |
| 3 |
3 |
| 4 |
4NT |
1=4+。2=第二套是。最终ESS叫品3=短的双套非逆叫型，剩余边花等长，因此确切分布是5-2-2-4。3=3控制。4NT=最长套标记为“是”（A/K），次长套标记为“是”（A/K），最长套标记为“是”（Q），次长套标记为“否”（没有Q）。
当应叫者把最长套和次长套标记为“是”的时候，他已经扫描出了他全部的3个控制，并且假定开叫者已经知道了这一点，因此他直接进入Queensland回答他的Q所在位置。这个行为类似于前面章节里提到的“延伸”（ZOOM），他假设开叫者会进一步DCB询问Q。
J7542
AJ
AJ3
KQJ |
8
K74
KQ865
A842 |
| 西 |
东 |
| 1 |
2 |
| 2 |
2 |
| 2 |
2NT |
| 3 |
3 |
| 3 |
4 |
| 4 |
5 |
| 6 |
Pass |
2=5+。2=第二套是。2NT=是唯一短套。最终ESS叫品3=确切分布为1-3-5-4。4=4控制。5=最长套标记为“是”（A/K），次长套标记为“是”（A/K），最长套标记为“是”（Q），次长套标记为“否”（没有Q）。
应叫者不扫描（有单张时我们不扫描第三长套），而假定开叫者已经知道自己持有K，否则凑不齐4个控制。他直接进入Queensland，从最长套开始显示他的Q。
一个有趣的事实是，如果应叫者显示了3控制而在最长套里拿着AK，他将只扫描一个花色！一个叫品就可以给同伴足够多的信息。
875
AK6
543
AKQJ |
AKQ964
832
9
1093 |
| 西 |
东 |
| 1 |
1 |
| 1 |
2NT |
| 3 |
3 |
| 3 |
4 |
| 4 |
4 |
| 4NT |
5 |
| 6 |
Pass |
1=4+。2NT=单套，中间级别的边花为短套。最终ESS叫品3=确切分布是6-3-1-3。4=3控制。4=最长套标记为“否”（请注意，“否”可以是没有A或K，或两者皆有）。开叫者的4现在是止叫（同伴显示了6张的花色），因此4NT是下一个DCB问叫。5=最长套标记为“是”，次长套标记为“否”。
当应叫者第一次DCB答叫把标记为“否”时，他假定开叫者已经“知道”他持有AK，而这已经凑齐了3个控制。于是在下一个DCB问叫时他跳过其他花色直接回到扫描他的Q。
Jackscan
类似地，当应叫者扫描过全部的Q之后，他又回到最长套花色，根据完全一样的方式来扫描J。但请注意，他必须对除单张以外的所有花色进行Q扫描之后才能进入J扫描。
再强调一遍，我们扫描除了单张以外的全部花色里的J。我们绝不扫描单张Q或J，我们也不扫描10。
|
AQ8
985
KQJ964
8 |
| 西 |
东 |
| 1 |
2 |
| 2 |
3 |
| 3 |
4 |
| 4 |
5 |
| 5 |
5NT |
2=5+。最终ESS叫品3=确切分布是3-3-6-1。4=3控制。5=最长套标记为“是”（A/K），次长套标记为“是”（A/K），最长套标记为“是”（Q），次长套标记为“是”（Q），第三长套标记为“否”（没有Q）。5NT=最长套标记为“是”（J），次长套标记为“否”（没有J）。
8732
AJ54
AJ
AK6 |
AQJ5
9
KQ942
Q75 |
| 西 |
东 |
| 1 |
1 |
| 1 |
2 |
| 2 |
2NT |
| 3 |
3 |
| 3 |
3NT |
| 4 |
5 |
| 5 |
5NT |
| 6 |
Pass |
1=4+。2=+短的双套，且为逆叫型。2NT=是唯一短套。最终ESS叫品3=确切分布是4-1-5-3。3NT=3控制。5=最长套标记为“是”（A/K），次长套标记为是“是”（A/K），最长套标记为“是”（Q），次长套标记为“是”（Q），第三长套标记为“是”（Q），最长套标记为“否”（没有J）。在有一个单张的情况下，应叫者不用扫描第三长套花色里的A/K，因此在扫描过和里的A/K后他直接进入Queensland扫描他的Q而不用等待开叫者的下一个DCB。再加三级显示完所有的Q后，第六级答叫5表示他在最长套里没有J。开叫者现在可以安全地用5DCB寻找J，这张对6定约来说很关键的牌。5NT=次长套标记为“是”（J），第三长套标记为“否”（没有J）。如果应叫者对5DCB问叫的回答是5（没有J），那么开叫者将顺水推舟地pass。
应叫者绝不扫描单张或缺门的花色。原因在于，除非这个单张是A，而开叫者通常可以从同伴的总控制数中推断出来，否则绝大多数情况下这个单张都是小牌，就算是大牌也起不到什么大的作用。当然有时候单张K或Q可能会很关键，但开叫者还需要知道很多其他重要的信息，而叫牌空间是有限的；我们不想把空间浪费在回报率很小的地方。
应叫者绝不扫描他最短花色中的A或K，即使最短花色并非单张或缺门。这背后的原因是开叫者已经可以从其他三套的扫描中知道了答案。开叫者通过控制问叫知道了应叫者的总控制数目，以及前三门花色中的AK位置，福尔摩斯自然可以推断出第四花色中的情况。
AQ7654
63
K5
AK7 |
K83
K2
A9832
Q43 |
| 西 |
东 |
| 1 |
2 |
| 2 |
2NT |
| 3 |
3 |
| 3 |
4 |
| 4 |
4NT |
2=5+。2NT=单套型，中间级别的边花是短套（）。最终ESS叫品3=确切分布是3-2-5-3。4=4控制。4NT=最长套标记为“是”，次长套标记为“是”，第三长套标记为“否”。
开叫者从自己手中牌可以看出应叫者持有A和K，但是上没有A或K，合计3控制，而他的总控制数目是4。因此他必然持有K，没有必要再去扫描了。
如果开叫者的牌更弱一点的话，他也许从第一次DCB问叫中得不到如此确定的信息。但那样的话开叫者从一开始就不会进入DCB程序，因为他知道联手缺少的控制太多了。
看上去有点魔幻，但在现实中开叫者确实不需要扫描应叫者的最短套就能知道同伴在这门花色上是否有A或K。
简而言之，我们不扫描应叫者最短的花色。
如果应叫者有一个单张或缺门，他也不需要扫描第三长花色。这个过程是不必要的，因为开叫者总是可以通过推理来得到应叫者在这门花色上的大牌信息。
举个例子，假设开叫者持有：KQ
KJ3
QJ5
AJ942
| 西 |
东 |
| 1 |
1 |
| 1NT |
2 |
| 2 |
3 |
| 3 |
4 |
| 4 |
5 |
1=4+。2=第二套是，且非逆叫型。最终ESS叫品3=确切分布是3-5-4-1。4=5控制。
在3控制问叫前，开叫者考虑了同伴4死亡答叫（5控制）的情况。此时4不再是止叫，而是DCB问叫。开叫者看到，如果同伴有5个控制，5阶定约仍然是相当安全的，因此他承担得起控制问叫的后果。
5=加三级答叫，意味着{“是”，“是”，“否”}。让我们来看看开叫者现在获得了什么信息：
开叫者现在看到满贯的可能性不是太大，所以他断开接力，止叫在5上。
如果应叫者有Q，他对同伴4DCB问叫的回答将是5{标记为“是”（有A或K），标记为“是”（有A或K），标记为“是”（有Q），标记为“否”，（没有Q）}，开叫者将会叫上满贯。请注意开叫者必须提前做好预案，一旦应叫者回答5，开叫者就不可能停在5上，因为这将是下一个DCB问叫。
当应叫者在某门花色上AK皆有或AK皆无时他对同伴DCB问叫的回答都是“否”，开叫者怎么知道究竟是那种情况呢？对这个问题的答案是开叫者几乎总是可以通过推理得到正确的结论。还是同一个牌例，开叫者持：KQ
KJ3
QJ5
AJ942
应叫者报了5个控制，并且在开叫者4DCB问叫后回答4NT{标记为“是”（有A或K），标记为“否”（AK皆有或AK皆无）}。如果他在上什么都没有的话，则不可能凑齐5个控制，因此他必然持有AK。开叫者立刻就知道应叫者不可能再有A，因为A和AK=5控制。他的下一个DCB问叫5就进入了Queensland，要求应叫者从最长套开始扫描他的Q。
类似的，如果应叫者有两个单张，他甚至不需要扫描他的次长套花色。这背后的原理和应叫者有一个单张时不需要扫描第三长花色完全相同。当扫描过最长套花色后，开叫者就应该可以推理出全部AK的位置。
|
AJ975
KQ8632
7
8 |
| 西 |
东 |
| 1 |
1 |
| 1 |
1NT |
| 2 |
2 |
| 2NT |
3 |
| 3 |
3 |
| 4 |
4 |
| 4 |
5 |
1=4+。1NT=第二套是。2=长的高花双套。3=剩下两门边花是等长短套。最终ESS叫品3=应叫者的确切分布是5-6-1-1。4=3控制。5={标记为“是”（有A或K），标记为“是”（有Q），标记为“否”（没有Q）}。应叫者在扫描完最长套中的A/K后直接进入Queensland扫描Q。开叫者已经知道了同伴持有A，因为应叫者显示了3控制，而它们不同时存在于中（标记为“是”）。没有必要询问！也没有必要回答！一切尽在不言中！但请注意应叫者必须扫描上的Q。在Queensland里我们扫描所有非单张花色。
开叫者还有一些非常罕有的节省空间机会。我们将在本章稍后再进行讨论。
7终止信号
应叫者对DCB问叫的回答有且仅有一个限制：他不允许越过7，因为有可能是将牌花色。除此之外他只需遵循规则进行密码式答叫，不管落脚在那个花色上，也不管在第几阶。
如果应叫者的答叫可能会越过7，他简单停在7即可。开叫者在进行DCB问叫时就已经做好了预案，应叫者没有权力越过7叫牌。
像福尔摩斯一样探查
有时候应叫者对DCB的答叫和他前面已经显示过的信息密切相关。但是开叫者应该知道。跟一个好的侦探一样，他搜集齐所有的线索，和自己手中牌予以结合，就能解开这个谜题。
假定应叫者持有下面这两手牌：
5
KJ974
KQJ82
J8
5
AQ865
J10982
Q6
在同伴开叫1后，他的应叫直到4NT都完全相同。
| 西 |
东 |
| 1 |
1 |
| 1NT |
2 |
| 2 |
2 |
| 2NT |
3 |
| 3 |
3 |
| 3 |
3NT |
| 4 |
4NT |
1=4+。2=+双套，且非逆叫型。2=长的双套型。3=剩余两门边花中较高级花色是短套。最终ESS叫品3=应叫者的确切分布是1-5-5-2。3NT=0-2控制。
如果应叫者持第一手牌，他对4DCB问叫的4NT答叫={2控制，标记为“是”（有A或K），标记为“是”（有A或K），标记为“否”（没有Q）}。而如果他持第二手牌，他对4DCB问叫的4NT答叫={2控制，标记为“是”（有A或K），标记为“是”（有Q），标记为“否”（没有Q）}。
开叫者必须推断应叫者究竟是持哪手牌。这需要一些类似于福尔摩斯所做的工作。根据开叫者自己的持牌，他几乎总是可以得到正确答案。
比如说开叫者的牌是：
A754
Q2
A7654
AK
从自己手中牌来看，他可以很肯定同伴持有第一手牌（两个红花色的K），因为如果同伴持第二手牌，他将不可能对最长套扫描Q回答“是”。因此开叫者可以自信地叫上满贯。
单张大牌
在前面我们已多次提到KK-Relay里的一个特殊问题，那就是当应叫者持有单张K（或者单张Q）时，只能把它当成小牌来处理。如果我们把单张K列入控制数目中，那么该单张花色就必须成为DCB扫描的一部分，而我们已经论证过这种方法缺乏效率，并且浪费了宝贵的空间。然而，大牌毕竟是有价值的，有时候一个单张K或Q可能是做成一个满贯的关键牌张。
在绝大多数情况下，我们没有办法显示出单张Q。但如前所述，偶尔我们可以从其他花色借一张牌过来，把你的单张K变成KX双张，从而可以扫描出这张K。
在采取上面这种手法时你必须非常小心。尤其要避免谎报高花的张数，因为这么做的后果是你有可能会失去一个很好的4阶高花成局定约。
通常在应叫者拿着满贯兴趣的强牌时，他可能会扭曲自己的牌型以便扫描出单张K。但有时候他拿着一手适合打无将的牌也会做此选择，因为对有些牌而言，单张K和KX双张在估值上差别很小。当然，应叫者持极强牌时也会这么做，让开叫者知道自己持有这个单张K可能是极为重要的。
例如：
A8752
QJ4
K
9852
虽然不是百分百确定，但把这手牌做如下处理似乎更为妥当：
A8752
QJ4
K2
985
按5-3-2-3型进行答叫，并在同伴控制问叫后显示3个控制。你的牌非常适合打无将定约，单张K可能会起到很大的作用。
除了忽略单张大牌，或扭曲牌型以显示单张大牌以外，应叫者偶尔还可以取消开叫者的最终决定，如果他认为自己的单张大牌有可能非常关键的话。下面是两个实战中的例子。
第一副牌取自Kit Woolsey和Bart Bramley的练习赛。Kit的牌（东家）是：
K73
Q
KQ87
KQJ52
叫牌过程如下：
| 西 |
东 |
| 1 |
1NT |
| 2 |
2 |
| 2 |
3 |
| 3 |
3NT |
| 4 |
5 |
| 6 |
？ |
1NT=5+。2=第二套是。最终ESS叫品3=应叫者的确切分布是3-1-4-5。3NT=3控制。5={最长套标记为“是”（有A或K），次长套标记为“是”（有A或K），最长套标记为“是”（有Q），次长套标记为“是”（有Q），第三长套标记为“否”（没有Q）}。
Bart的6让Kit感到很惊讶。他知道Bart的最终决定是基于他持有单张小牌，因此假定上有一个输张。但是Bart在明明知道会丢一墩的情况下仍然跳叫6，他一定在其他三门花色上都有第一轮控制。Kit对此了然于心，知道大满贯要么是摊牌可成，即使最差情况下也有相当机会。7是毫无疑问的。
Bart的牌完全如Kit所料：
AQ4
AK87653
AJ10
-
第二副则是2018年Spingold杯赛中Kit和Bart对阵Chip Martel和Marty Fleisher时出现的一副牌。Kit（坐东）持有：
KQ964
K
98
A10986
| 西 |
东 |
| 1 |
1 |
| 1 |
2 |
| 2 |
2 |
| 2NT |
3 |
| 3 |
3 |
| 3 |
4 |
| 4 |
5 |
| 5 |
5 |
| 5 |
5NT |
| 6 |
6 |
| 6 |
？ |
1=4+。2=第二套是。2=+长的双套型。3=剩余两门花色中较高级花色是短套。最终ESS叫品3=应叫者的确切分布是5-1-2-5。4=3控制（单张K不计入控制数目）。5={最长套标记为“是”（有A或K），次长套标记为“是”（有A或K），最长套标记为“是”（有Q），次长套标记为“否”（没有Q）}。5={第三长套标记为“否”（没有Q）}。5NT={最长套标记为“否”（没有J）}。6={次长套标记为“否”（没有J）}。
这一次轮到应叫者给开叫者一个惊喜了。
开叫者的6本意是止叫，而应叫者能够取消这个止叫的概率接近于零。但Kit却在6之后再叫6NT，这意味着他的牌可能出乎同伴的意料之外。在KK-Relay里，单张大牌是最有可能的一种情形，偶尔也可能是基于某种不容易描述的极端牌型，例如6-6或7-5。
在这副牌里，Kit（应叫者）的推理是Bart既然用6来扫描J，那么他一定准备好了在同伴确认持有这张牌后叫6NT或大满贯的预案，因为6（有J）是对6最终定约的死亡答叫。Bart的一定是KQ或KQX才能6DCB，否则他为什么会在意J这张牌呢？Kit还推断出Bart必持有3个A加上K，不然他不会在六阶上还继续探索（大满贯）。6NT应该是相当安全的，7应该也有可能。
Kit用6NT盖叫6。Bart知道Kit一定是持有单张K，因为Kit已经叫清了他的全手牌，除了这个理由之外他绝不能取消同伴的最终决定。在得到这一额外信息后，Bart可以选择一个新的最终定约。他的牌是：
A103
A9832
AK3
KQ
当应叫者没有任何一个黑花色的J时，大满贯看上去是相当不保险的。而发现同伴持有单张K后，开叫者可以重新评估联手牌并叫到7。
单张K扫描
正如我们前面提到过的那样，开叫者偶尔有机会可以发现应叫者是否持有单张K。在扫描过全部花色的J后，如果已知应叫者有一个单张，开叫者还可以最后做一次扫描，也就是单张K扫描。
应叫者的第一级答叫是“否”，和所有其他的DCB扫描保持一致。第二级答叫是“是”，表示持有单张K。应叫者只允许这两级答叫，因为他并不知道开叫者打算如何使用获得的信息。
K985
AQ3
AK74
A6 |
AQJ7
K
983
K9852 |
| 西 |
东 |
| 1 |
1 |
| 1 |
2 |
| 2 |
2 |
| 2 |
2NT |
| 3 |
3 |
| 3 |
3NT |
| 4 |
4 |
| 4NT |
5 |
| 5 |
5 |
| 5NT |
6 |
| 6 |
6NT |
| 7 |
Pass |
1=4+。2=第二套是。2=+的逆叫型。2NT=剩余两门边花中较高级花色是短套。最终ESS叫品3=应叫者的确切分布是4-1-3-5。3NT=3控制。4={最长套标记为“是”（有A或K），次长套标记为“是”（有A或K），最长套标记为“否”（没有Q）}。5={次长套标记为“是”（有Q），第三长套标记为“否”（没有Q）}，5={最长套标记为“否”（没有J）}，6={次长套标记为“是”（有J），第三长套标记为“否”（没有J）}。
因此开叫者已知同伴的牌大概是：AQJX
X
XXX
KXXXX，除了没扫描过的单张以外，没有多余的Q和J。但是在决定最终定约前，还有空间进行最后一次扫描，看看同伴的是否单张K。如果他有这张牌，开叫者就可以在定约上数出13墩。概率不大，但问问又有何妨？
6NT={对标记为“是”（有K）}。
太好了！
缺陷
打KK-Relay体系的牌手会越来越习惯于问清楚同伴的确切分布并最终达到正确的定约。但现实中并不总是能做到这一点。如果叫牌空间无限的话，应叫者的确可以把他的全手牌显示得明明白白。不幸的是，空间往往是有限的。
开叫者偶尔不得不在发现应叫者缺少一个关键牌张后错失满贯。而有时候也会因为没有空间继续探索而停在一个小满贯上，虽然大满贯可以做成。
和使用标准自然体系的牌手们一样，我们容忍这类缺陷的存在，并且知道KK-Relay体系让我们最大限度地接近完美。
使用DCB概念
让我们来看一个典型的接力进程，包含了上面提到过的所有和DCB问叫有关的概念。假设应叫者的确切分布是3-3-5-2以及0-2控制。他的最终ESS叫品将是3（单套型，最低级的边花是唯一短套）。开叫者3控制问叫，应叫者回答3=0-2控制。现在开叫者如果4DCB，应叫者的回答是：
-
4：{1控制}。接下来开叫者4继续DCB
-
4：{2控制，最长套标记为“否”（没有A或K）}
-
4：{2控制}，可能有如下两种情况：
-
4NT：{2控制}，可能有如下两种情况：
-
以此类推
综合总结
我们用下面这副牌来举例说明开叫者在KK-Relay接力中所必须经历的思考过程。他的牌是：
KQJ1074
A32
KQJ
A
1NT=5+。2=单套型，最高级边花为唯一短套。最终ESS叫品3=应叫者的确切分布是2-3-3-5。
开叫者此时的3控制问叫是相当安全的。4将是对4定约的死亡答叫，但它同时显示的是6个控制。如果这种情况发生，你自然知道该怎么做！假设应叫者答叫3=0-2控制，你将停在成局定约；因为联手要么缺少两个A，或者缺一个A以及K，满贯不是一个好的赌注。而如果应叫者持有3-5控制的话，你方满贯有望。
| 西 |
东 |
| 3 |
3NT |
3NT=3控制。你知道同伴有一个A和一个K，探索满贯是必然的行动。如果应叫者在或上持有KQ的话，你已经看得见12墩。4开启DCB问叫似乎毫无疑问，但开叫者仍然要预先评估一下4死亡答叫的风险，因为你将无法在这个答叫后停在4上。4={最长套标记为“是”（有A或K），次长套标记为“否”（没有A或K）}，根据开叫者手中牌来看，应叫者持有K，但是没有K。在这种情况下，5定约是安全的吗？假设应叫者的牌是：
AX
JXX
XXX
KJXXX
没有问题。在首攻下你暗手赢进，解封A，A进明手用K垫去一个输张即可。只有在非常极端的分布下5定约才可能被击败。因此你可以放心地使用4DCB问叫。
| 西 |
东 |
| 4 |
4 |
4={最长套标记为“否”（没有A或K）}。开叫者自己手里有A，所以同伴没有K，进一步的推论则是他必持有K。5仍然是安全的，你可以继续DCB。
| 西 |
东 |
| 4 |
4NT |
4NT={次长套标记为“是”（有A或K），第三长套标记为“否”（没有A或K）}。应叫者的牌大概是：
AX
KXX
XXX
XXXXX
如果他有Q，你将叫上满贯。如果他没有这张牌，你打算停在5。看上去继续DCB扫描Q是正确的，但你还是要预先评估一下5死亡答叫的风险。
5是下一个DCB问叫。请注意应叫者不需要扫描上的控制，因为我们从不扫描最短套；他将直接进入Queensland，首先扫描最长套上的Q。5死亡答叫={最长套标记为“是”（有Q），次长套标记为“否”（没有Q）}。这是你最不想见到的情况，因此粗看下来你似乎承担不起继续DCB的风险。不过请等一下！你的确无法在5死亡答叫后止叫在5上，但5NT仍然是一个相当安全的落脚点。你有6墩，2墩，1墩，只需顶出A就可做出2墩完成定约。诚然在一个坏日子里你可能会接到南家的首攻，而北家持有A，进手后继续到南家的KJ而宕掉。然而，就算牌张如此分布，防守方首先要找到首攻，而他们对你的牌型一无所知。同伴先叫出的NT，所以由他来主打，而他已经显示了Q领头的5张，你难道真的认为南家会从KJXX中攻出来？绝无可能。因此，继续DCB还是安全的。
| 西 |
东 |
| 5 |
5 |
5={最长套标记为“否”（没有Q）}。下一个DCB问叫将是5，这是个接力叫而非死亡答叫，如果同伴没有Q，他将回答5，而你则顺水推舟地pass。而如果他的确持有Q，他将答叫5NT={次长套标记为“是”（有Q），第三长套标记为“否”（没有Q）}，你可以直接叫上铁成的6。
| 西 |
东 |
| 5 |
5NT |
| 6 |
Pass |
假设你发现同伴持有Q，但是却没有办法安全地知道同伴是否持有Q，你还会叫上满贯吗？应叫者已经显示了AKQ各一张总共9点牌，他不需要Q也能做积极应叫。他的是KXX，总共有7张在对方手中，因此Q在对方手中和在同伴手中的概率比是7：2。他也许可能持有J，使得满贯不坏于一飞，但更可能的是他连这张牌也没有。停在5上是更符合概率的行动。
再来一个例子。1开叫者持有：
A6
A1074
K53
AQ104
叫牌过程如下：
1=4+。2=+双套的逆叫型。2NT=剩余两门边花中较高级花色为唯一短套。最终ESS叫品3=应叫者的确切分布是1-4-5-3。
即使这手牌是1开叫的低限，我们的配合非常好，满贯仍然有望，询问控制似乎是很自然的行动。但是按照惯例，还是要评估一下死亡答叫4，以免无法安全地停在4。在3控制问叫后，4表示5个控制。鉴于开叫者自己持有7个控制，同伴的控制不会多于4个（单张K不计入控制数目之内），因此死亡答叫在这里不是问题，应叫者绝不会回答4。3控制问叫肯定是安全的。
| 西 |
东 |
| 3 |
4 |
4=4个控制。我们知道那一定是K，A和K。DCB问叫看上去毫无风险，同伴最差的牌大概是：
X
KXXX
AXXXX
KXX
只要是3-2分布，5也可轻松做成，而他的牌可能远不止此。一旦他还有任意一张红花色的Q，我们就愿意叫上满贯。然而在DCB问叫之前，我们还是要关心一下5死亡答叫的含义。我们知道同伴对4控制问叫的回答至少会跳过前两级：{最长套标记为“是”（有A或K），次长套标记为“是”（有A或K）}。他将不会扫描第三长套而直接进入Queensland（当有一个单张时不扫描第三长花色）。如果没有Q，他将回答4NT，我们仍然可以停在5。如果持有Q，他将回答5（或更高的叫品），则只要将牌是2-3分布6即可做成。因此我们完全无需担心5死亡答叫而继续4DCB。
| 西 |
东 |
| 4 |
5 |
5是第四级答叫，表示{最长套标记为“是”（有A或K），次长套标记为“是”（有A或K），最长套标记为“是”（有Q），次长套标记为“否”（没有Q）}。他的牌大概是：
X
KXXX
AQXXX
KXX
我们很乐意打6定约。但是，现在立刻叫6仍有些操之过急；可能还有其他更好的满贯选择。例如，如果应叫者有J，那么6是更安全的满贯，因为将牌上没有失张，如果在对方是3-3分配，就算偏分我们也能应付。现在叫牌的阶次还远在6之下，可以继续挖掘有用的信息。我们可以继续5DCB问叫，虽然已经知道同伴会回答什么：他会接着扫描第三长花色上的Q，我们知道他没有这张牌。
| 西 |
东 |
| 5 |
5 |
5={第三长套标记为“否”（没有Q）}。开叫者早已心知肚明，但是应叫者并不知道这是个冗余信息，因此该步骤仍然是必要的。下面就进入了Jackscan，因为我们不扫描单张Q。在继续DCB前我们再次检查死亡答叫，发现该答叫并不存在。6答叫稍有些不便，使得我们无法安全地停在6，但我们总是可以回到6。
| 西 |
东 |
| 5 |
6 |
6={最长套标记为“是”（有J），次长套标记为“否”（没有J）}。现在应叫者的牌变成了：
X
KXXX
AQJXX
KXX
再看一下开叫者的牌：
A6
A1074
K53
AQ104
如果停在小满贯上的话，6是最安全的。但是我们已经打不到这个定约，因为6将是下一个DCB问叫。我们可以停在6，只要将牌不偏分得太厉害我们就有12墩。那么我们值得冒风险继续6DCB来发现同伴是否持有J吗？如果应叫者没有这张牌，他将回答6，我们就pass。如果他有这张牌，我们可以数出5墩，4墩，两墩和一墩，6NT铁打不宕。因此我们还是可以继续6DCB。
| 西 |
东 |
| 6 |
6 |
6={第三长套标记为“是”（有J），最短套标记为“否”}。应叫者的牌是：
X
KXXX
AQJXX
KJX
最短套标记为“否”是什么意思？单张K扫描！在扫描完全部的J后，只要应叫者有单张，我们就自动进入单张K扫描。这里应叫者的回答表示他没有单张K。
DCB扫描至此全部结束，我们不扫描10。
我们已经看到6NT是铁的。但是，持短将牌的一方可以将吃一次，7同样牢不可破。假定不坏于5-1，而不是5-0，我们可以数出5墩，5墩，两墩和一墩。如果同伴在6DCB问叫后回答6NT={第三长套标记为“是”（有J），对单张标记为“是”（有K）}，则我们可以直上7NT。当然，能叫到7已经是极好的结果。
使用KK-Relay，你做到了这一点。