Problem solving works when:
Reference: https://www.ietf.org/rfc/rfc1928.txt
只是部分章节的翻译
当某一基于TCP的客户端想要经由防火墙（取决于具体实现）与远端对象建立连接时，它必须首先开启与SOCKS服务器上对应端口的TCP连接。通常情况下SOCKS服务器监听的TCP端口号是1080. 若连接请求成功，客户端将进入授权模式协商阶段，随后使用所选的模式进行授权，继而开始连接。SOCKS服务器对请求进行评估，继而建立指定的连接或拒绝连接。
除非另有说明，下文数据报中提及的十进制数字均为对应字段的字节长度。当某个字节必须是一个具体数值时，以X’hh’来表示这一字段的具体值。当使用’Variable'(可变长)时，表示这一字段拥有可变长度的内容，具体长度通过一个关联的长度字段表示，或根据某钟具体的数据类型字段决定。
客户端连接至服务器并发送一个标识符/方法选择信息：
+----+----------+----------+
|VER | NMETHODS | METHODS |
+----+----------+----------+
| 1 | 1 | 1 to 255 |
+----+----------+----------+
其中，字段VER设置为X’05’以表明此协议的版本。NMETHODS字段包含了METHODS字段中所填鉴权方法(method)的个数，以字节为长度单位——METHODS中的一个方法标识符占一个字节。
服务器从METHODS给定的方法中选择一种，回传一个方法选择消息：
+----+--------+
|VER | METHOD |
+----+--------+
| 1 | 1 |
+----+--------+
如果选择的方法值为X’FF’，则表明服务器不接受客户端能提供的任一种鉴权方法，客户端必须在收到此消息后断开连接。
METHOD中可以定义的方法为：
随后，服务器与客户端进入协议特定的子协商(sub-negotiation)阶段。
协议特定的子协商过程在描述于不同备忘录中。
本协议新方法的开发人员必须向IANA申请一个新的METHOD号……(省略两段合规相关的话)
一旦完成了协议特定的子协商过程，客户端便发送请求细节。如果方法的协商包括了完整性检查或保密相关的封装，那么这些请求必须以指定方式进行相同的封装。
SOCKS的请求，其格式如下：
+----+-----+-------+------+----------+----------+
|VER | CMD | RSV | ATYP | DST.ADDR | DST.PORT |
+----+-----+-------+------+----------+----------+
| 1 | 1 | X'00' | 1 | Variable | 2 |
+----+-----+-------+------+----------+----------+
其中：
一个地址字段(DST.ADDR, BND.ADDR)的具体类型由ATYP字段的值来表示：
一旦SOCKS客户端与服务器建立连接，SOCKS请求即被发送，随即进行鉴权方式的协商。服务器端对请求进行识别，并以下属形式回复：
+----+-----+-------+------+----------+----------+
|VER | REP | RSV | ATYP | BND.ADDR | BND.PORT |
+----+-----+-------+------+----------+----------+
| 1 | 1 | X'00' | 1 | Variable | 2 |
+----+-----+-------+------+----------+----------+
其中：
对CONNECT(连接)请求的回复中，BND.PORT包含服务器指派的用于连接远程主机的端口号，BND.ADDR为对应的IP地址。指派的BND.ADDR通常与客户端请求的目标地址不同，因为目标主机可能拥有多组地址(multi-homed)。预期情况下SOCKS服务器使用DST.ADDR与DST.PORT，连同客户端的地址、端口号，一起确定一个CONNECT请求。
BIND(绑定)请求通常用在那些客户端需要接受(accept)服务器连接的协议中。FTP便是一个令人熟知的例子，它主要使用客户端->服务器连接来发送命令、报告状态，但同时也会用服务器->客户端连接来传输数据(e.g. LS, GET, PUT)。
预期情况下，客户端一侧的应用协议仅在使用过CONNECT请求完成一个主连接的情况下，再使用BIND请求请求一个二次连接。预期情况下SOCKS服务器使用DST.ADDR与DST.PORT来确定一个BIND请求。
在一次BIND操作过程中，SOCKS服务器将给客户端回复两条消息。第一条将会在服务器建立连接并绑定一个新的socket口时发送。BND.PORT字段包含了一个端口号，该端口号是SOCKS服务器指派的用于接收传入连接的。BND.ADDR包含了对应的IP地址。通常情况下，客户端根据这些信息来通知(经由主连接)应用程序服务器（目标主机）这一地址的存在。第二次应答只发生与预期的传入连接成功或失败发生时。在二次应答中，BND.PORT及BND.ADDR字段包含了目标主机(connecting host)的地址和端口号。
UDP ASSOCIATE请求用作UDP中继过程中建立关联以处理UDP数据报文。DST.ADDR和DST.PORT字段包含了客户端期望关联的，用于发送UDP数据报的目标地址及端口号。服务器或能使用这一信息来限制连接请求。如果客户端在UDP ASSOCIATE阶段尚不能拥有这些信息，则它必须使用全零的端口号及地址。
当UDP ASSOCIATE请求到达的TCP连接终止时，UDP关联终止。
在对UDP ASSOCIATE请求的应答中，BND.PORT和BND.ADDR字段表明了客户端必须发送UDP中继请求的端口号/地址。
当应答失败时(REP值不等于X’00’)，SOCKS服务器必须在发送应答消息后立即关闭TCP连接。这一操作必须在检测到异常状态后不超过10秒时执行。
如果应答码标识为成功(REP==X’00’)，并且请求既不是BIND也不是CONNECT，则客户端可以开始传输数据。如果协商的传输方式包含对于数据完整性，鉴权或保密性的封装要求，其传输的数据也应按此要求封装。类似操作也许是实施于反向的传输过程中。
一个UDP客户端必须将自己的数据报发送至指定的UDP中继服务器，其端口号是在UDP ASSOCIATE应答中由BND.PORT字段指定的端口号。其数据报中鉴权、一致性及加密性封装必须与协商时表明的相同。每个UDP数据报包含一个UDP请求头：
+----+------+------+----------+----------+----------+
|RSV | FRAG | ATYP | DST.ADDR | DST.PORT | DATA |
+----+------+------+----------+----------+----------+
| 2 | 1 | 1 | Variable | 2 | Variable |
+----+------+------+----------+----------+----------+
该请求头中包含的字段为：
当一个UDP中继服务器决定中继一个UDP数据报时，它静默地执行上述操作，不通知任何客户端。类似的，它会丢弃它无法中继的数据报。当一个UDP中继服务器收到远程主机传来的应答数据报时，它必须使用上述报头格式封装数据报，若有必要同时将依据之前协商的鉴权方法再封装。
UDP中继服务器必须从SOCKS服务器中获取客户端期望发送数据报的IP地址，客户端用该地址加上UDP ASSOCIATE应答中提及的BND.PORT来发送数据报。它必须丢弃任何在关联之外的，从源IP地址传输过来的数据报。
FRAG字段表明了这个数据报是不是数据报段中的一部分。如果分段实施，则最高阶的位(bit)表明是否分段结束，值X’00’表明这是个独立的数据报。在1与127之间的数值表明这个数据报在分段中的顺序。每个接收者必须实现一个与之关联的REASSEMBLY QUEUE（重组队列）与REASSEMBLY TIMER（重组计时器）。重组队列必须在计时器超时时，亦或是传入数据报FRAG字段值小于当前最大字段值时，丢弃那些尚未组合成功的数据报，并且重新初始化。重组计时器必须设置不超过5秒的超时值。一般建议，只要条件允许，不启用分段。
分段的实施时可选的；一个不允许分段操作的实现，它必须丢弃任何FRAG值不为X’00’的任何数据报。
一个SOCKS-可感知的UDP程序接口必须报告一个可用的UDP数据报缓存长度，且其必须小于操作系统允许的空间：
书里看到的，摘记一下。
Here I excerpt two useful sections in Chapter 12 of the book Option Volatility & Pricing.
If implied volatility is low, such that options generally appear underpriced, look for spreads with a positive vega. If implied volatility is high, such that options generally appear overpriced, look for spreads with a negative vega.
Long calendar spreads are likely to be profitable when implied volatility is low but is expected to rise; short calendar spreads are likely to be profitable when implied volatility is high but is expected to fall.
希腊值(The Greeks)是期权或衍生品定价用的比较重要的指标，简单来说有了希腊值以后可以拿到某个产品的理论价格(theo)，有了理论价格我们就有了交易的方向了。
目前常用的希腊值有下面几种：
下面总结一下各个希腊值头寸(position)与期权买卖的关系，方便起见直接用英文了：
-------------------------------------------------------------------
If you are... | Δ pos. | Γ pos. | Θ pos. | Κ pos. | Ρ pos.
-------------------------------------------------------------------
Long the under- | + | 0 | 0 | 0 | 0
lying contract | | | | |
-------------------------------------------------------------------
Short the under | + | 0 | 0 | 0 | 0
lying contract | | | | |
-------------------------------------------------------------------
Long Calls | + | + | - | + | + S
| | | | | - F
-------------------------------------------------------------------
Short Calls | - | - | + | - | - S
| | | | | + F
-------------------------------------------------------------------
Long Puts | - | + | - | + | - S
| | | | | - F
-------------------------------------------------------------------
Short Puts | + | - | + | - | - S
| | | | | + F
-------------------------------------------------------------------
-/+ S = -/+ on Stocks
-/+ F = -/+ on Futures
很显然的是，Long和Short是一对，符号全是反向的。
本文内容来自一本很不错的书：《Option Volatility and Pricing (Second Edition)》
C++中遇到的堆内存相关问题，基本可以归为下述三类：
摘自《深入理解C++11》
C++11标准中引入了两种构造函数的活用方法，可以适当地减轻一些情景下的码字负担。
以往情况下，在派生类中调用基类的构造函数，一般需要在派生类中显式调用：
struct A
{
A(int i) {}
};
struct B
{
B(int i) : A(i) {}
};
当构造函数的花式(签名)很多的时候，继承类写起来就比较辛苦了。
在C++11标准中，可以通过using声明来简化这种操作（using声明在以前的标准中已经可以用在非构造函数里）
struct A
{
A(int i) {}
A(double d, int i) {}
A(float f, double d, int i) {}
//...
};
struct B
{
using A::A; //继承构造函数
//...
};
需要注意的是，采用这种using声明有两个规矩：
委派构造函数常用在减少初始化过程的代码冗余问题，比如下面这个经典例子（我就这么干过）：
class Info
{
public:
Info() { InitRest(); }
Info(int i) : type(i) { InitRest(); }
Info(char c) : name(c) { InitRest();}
private:
void InitRest ()
{
// 初始化其他东西
}
int type {1};
char name {'a'};
//...
};
使用一般方法，我们无法在自己构造函数里又调用自己的构造函数(突然想起了python的import this，哈哈)，纵使函数签名不同也会报编译错误。
C++11中，可以这么写：
class Info
{
public:
Info() { InitRest(); }
Info(int i) : Info() { type = i; }
Info(char c) : Info() { name = c; }
private:
void InitRest ()
{
// 初始化其他东西
}
int type {1};
char name {'a'};
//...
};
但是要注意，委派构造函数不能和初始化列表并用，不然依旧编译错误。
比如我们不能搞Info(int i) : Info(), type(i) { } 。
不过有解决办法，比如可以声明一个私有的构造函数，它包括“完整”的参数输入，然后公有的其他构造函数调用它：
class Info
{
public:
Info() : Info(1, 'a') { } // 或采用链状委派： Info(1) 或 Info('a')
Info(int i) : Info(i, 'a') { }
Info(char c) : Info(1, c) { }
private:
Info(int i, char e) : type(i), name(c) { }
int type {1};
char name {'a'};
//...
};
关于函数执行顺序，目标函数执行总是先于委派构造函数的。
《深入理解C++11 （C++11新特性解析与应用）》
要学的东西还有很多啊…
习题2-0. 编写一个一元元函数add_const_ref<T>，如果T是一个引用类型，就返回T，否则返回T const&.
#include "add_const_ref.h"
int main()
{
int a = 5;
add_const_ref<int>::type c = a;
add_const_ref<int&>::type d = a;
return 0;
}
#ifndef ADD_CONST_REF
#define ADD_CONST_REF
template <class T>
struct add_const_ref;
template<class T>
struct add_const_ref
{
typedef T const& type;
};
template<class T>
struct add_const_ref<T&>
{
typedef T type;
};
#endif
本文是对文章Basics of Convex Analysis的部分翻译，若本文对您的任何权益造成侵犯，请联系我。
This article is a partial translation of Basics of Convex Analysis, if this infringes any of your rights, please contact me.
若下述不等式成立：
[latex]f(z) \geqslant{f(x)} + <z-x, y>, \forall z \in X.[/latex]
则我们说[latex]y\in X[/latex]是函数[latex]f \in \Gamma _0(X)[/latex]在[latex]x \in X[/latex]点上的一个次梯度，并且属于[latex]f[/latex]在该点(用[latex]\partial f(x)[/latex]表示)的一个次微分。
上述不等式表明函数[latex]f[/latex]的图像(graph)是由不等式右侧定义的超平面所(hyperplane)支撑的。一个次梯度因此也是这众多支持超平面其中一个的“斜率(slope)”。如果该函数在点[latex]x[/latex]处可微，则这样的次梯度有且仅有一个（即标准梯度），与此对应地，也只有一个支持超平面。相对地，如果一个函数在点[latex]x[/latex]处不可谓（比如，在[latex]x[/latex]处有个扭曲）那么就能有无穷多个支持超平面，并且相对应地，在该点的次微分是一个连续的次梯度的集合。
一个典型的例子是绝对值函数[latex]f(x)=|x|[/latex]，它在0点是不可导的。但在这个点上，它可以由[latex]l(x)=\alpha x, \alpha \in [-1,1][/latex]组成的所有直线支持。这个集合即该函数在0点的次微分，用[latex]\partial f(0)[/latex]表示。
函数[latex]f(x)=|x|[/latex]的演示（粗线表示）以及其中两个支持直线（虚线表示）。这两条支持直线都有次微分[latex]\partial f(0)[/latex]中的斜率。注意，那条水平线也是支持超平面之一，表明[latex]0 \in \partial f(0)[/latex]。并且因此由一阶条件(下文定义)，这个函数在原点有一个极小值。
现在，通过定义非限制问题中的一个最优点[latex]x^{\#}[/latex]，必有[latex]f(z) \geqslant{f(x^{\#}) + <z-x, 0>}, \forall z \in x [/latex]，并且因此0必须是函数[latex]f[/latex]在[latex]x^{\#}[/latex]点处的一个子梯度。
这就是一阶最优性条件(FOC)：
[latex]x^{\#} \in arg min_{x}{f(x)} \Longleftrightarrow 0 \in \partial f(x^{\#})[/latex]
如果我们将次微分看做一个运算符那么，直观地，寻找极小可以看做“逆转”次微分并计算它在点0的值的过程，即[latex]x^{\#}=(\partial f)^{-1} (0)[/latex]。我们稍后再进一步介绍，但这个逆转次微分运算符的思路是非常重要的。
在继续之前，有必要提一下（并且这并不难理解）下述包含关系对于次微分的和是成立的：
[latex]\sum_{i}{\partial f_i} \subseteq \partial \sum_{i}{f_i} [/latex]
对关注的大部分问题而言，上述关系可以强化为相等的关系， 但注意如果[latex]0 \in \sum_{i}{\partial f_i (x^\dagger)}[/latex]，则上述包含关系意味着[latex]0 \in \partial \sum_{i}{f_i (x^\dagger)}[/latex]，这对于证明[latex]x^\dagger[/latex]是个极小值而言（这正是我们最感兴趣之处）足矣。
用回溯法完成，跟普通排列问题不同的是，需要排除掉一些重复“路径”。
可以这样做，先把输入数组排个序，这样重复的数就在相邻位置了。随后在回溯探求的过程中，我们要保证相同值的两个数nums[i], nums[j]，如果i<j，那遍历只能有一种次序：nums[i]先，nums[j]后。
换句话说，就是判断这种情况是需要提前终止的：两个数nums[i]==nums[j] && i<j，但是nums[i]还没有被遍历。所以找个东西记录一下访问就行了。
时间复杂度是O(N!)，空间复杂度是O(N)
class Solution {
public:
void permSub(vector<int>& nums, vector<int>& sub, vector<vector<int>>& results, vector<bool>& used){
if(sub.size() == nums.size()){
results.push_back(sub);
return;
} else {
for(int i=0; i<nums.size(); i++){
if(used[i])
continue;
if(i>0 && nums[i]==nums[i-1] && !used[i-1])
continue;
sub.push_back(nums[i]);
used[i] = true;
permSub(nums, sub, results, used);
sub.pop_back();
used[i] = false;
}
}
}
vector<vector<int>> permuteUnique(vector<int>& nums) {
sort(nums.begin(), nums.end());
vector<vector<int>> results;
vector<bool> used(nums.size(), false);
vector<int> sub;
permSub(nums, sub, results, used);
return results;
}
};