【DP】[NOI2013]书法家_有一个列行的方格阵,左上角坐标是 ,右下角坐标是 ,每个格子上有一个的整数。你-优快云博客

本文链接：https://blog.youkuaiyun.com/outer_form/article/details/51854792

题目描述

小 E 同学非常喜欢书法，他听说 NOI2013 已经开始了，想题一幅 “NOI” 的字送给大家。

小 E 有一张非常神奇的纸，纸可以用一个 $n$ 行 $m$ 列的二维方格矩阵来表示，为了描述方便，我们定义矩阵左下角方格坐标为 $(1,1)$ ，右上角方格坐标为 $(m, n)$ 。

矩阵的每个方格有一个整数的幸运值。在格子上面写字可以增加大家的幸运度，幸运度的大小恰好是所有被笔写到的方格的幸运值之和。现在你要在上面写上 “N”, “O”, “I” 三个字母。

下面给出 $3$ 个书法字的定义:

“N” 由若干（

≥3 $\geq 3$ ）个边平行于坐标轴的矩形组成，设由

K $K$ 个矩形组成（标号

1∼K $1 \sim K$ ），第

i $i$ 个矩形的左下角方格坐标设为

(Li,Bi) $(L_i, B_i)$ ，右上角坐标设为

(Ri,Ti) $(R_i, T_i)$ ，要求满足：

$L_i \leq R_i, B_i \leq T_i$
对任意 $1 \lt i \leq K$ ，有 $L_i = R_{i−1} + 1$
对任意 $3 \leq i \lt K$ ，有 $B_{i−1} − 1 \leq T_i \leq T_{i−1}$ ， $B_i \leq B_{i−1}$
$B_2 \gt B_1$ ， $T_2 = T_1$ ， $B_{K−1} = B_K$ ， $T_{K−1} \lt T_K$

“O” 由一个大矩形 A ，挖去一个小矩形 B 得到，这两个矩形的边都平行于坐标轴。设大矩形 A 左下角的方格坐标为 (u,v)，长为 W ，宽为 H，则小矩形 B 满足左下角方格坐标为 (u+1,v+1)，长 W−2 ，宽 H−2 。要求满足：
- $W \geq 3, H \geq 3$
- $u \gt R_K + 1$
“I” 为 3 个边平行于坐标轴的从下到上的实心矩形组成，从下到上依次标号为 1,2,3，第 i 个矩形的左下角格子坐标设为 (Pi,Qi)，右上角格子坐标设为 (Gi,Hi) ，要求满足：
- $P_i \leq G_i, Q i \leq H_i$
- $P_1 = P_3 \gt u + W$ ， $G_1 = G_3$
- $Q_1 = H_1 = Q_2 − 1$ ， $H_2 + 1 = Q_3 = H_3$
- $P_1 \lt P_2 \leq G_2 \lt G_1$

下图是一个 “N”，“O”，“I” 的例子。

NOI的例子

另外，所有画的图形均不允许超过纸张的边界。现在小 E 想要知道，他能画出的最大幸运度是多少。

输入格式

第一行包含两个正整数 $n$ 和 $m$ ，分别表示矩阵的行数和列数。

接下来 $n$ 行，每行有 $m$ 个整数，第 $i + 1$ 行的第 $j$ 个数表示格子 $(j, n − i + 1)$ 的幸运值。

输出格式

输出一个整数 $T$ ，表示小 E 能够获得的最大幸运度。

样例一

input

3 13
1 1 -1 -1 1 -1 1 1 1 -1 1 1 1
1 -1 1 -1 1 -1 1 -1 1 -1 -1 1 -1
1 -1 -1 1 1 -1 1 1 1 -1 1 1 1

output

样例二

input

3 13
-1 -1 -1 -1 -1 -1 -1 -1 -1 -1 -1 -1 -1
-1 -1 -1 -1 -1 -1 -1 -1 -1 -1 -1 -1 -1
-1 -1 -1 -1 -1 -1 -1 -1 -1 -1 -1 -1 -1

output

-20

样例三

见样例数据下载。

限制与约定

测试点编号 $n$ $m$ 幸运值范围

测试点编号	$n$ $m$	幸运值范围
1	$=3$ $=12$ $[-50, 50]$ 2345 $\leq 10$ $\leq 20$ $[-50, 50]$ 6789 $\leq 150$ $\leq 500$ $= 1$ 1011 $\leq 80$ $\leq 80$ $[-200, 200]$ 12131415 $\leq 150$ $\leq 500$ $[-200, 200]$ 1617181920 对于所有的测试数据，保证 $n \geq 3, m \geq 12$ 。时间限制： $2\texttt{s}$ 空间限制： $512\texttt{MB}$ 分析很自然地分成 $9$ 个部分进行动态规划，即把 $NOI$ 3个字母，每个字母分别从左到右分为3部分，然后逐列进行转移。除了 N <script type="math/tex" id="MathJax-Element-1892">N</script>的第二部分其余的都很好转移，具体怎么转移的呢？其实也就是按照他的规则进行模拟，看代码就能理解了。代码 #include<cstdio> #include<algorithm> #include<cstring> using namespace std; #define MAXN 150 #define MAXM 500 #define INF 0x3fffffff int a[MAXN+10][MAXM+10],n,m,blk[MAXM+10][2],f[2][10][MAXN+10][MAXN+10],s[MAXN+10][MAXM+10],tmp[MAXN+10][MAXN+10],ans=-INF; void Read(int &x){ static char c; bool f(0); while(c=getchar(),c!=EOF){ if(c=='-') f=1; else if(c>='0'&&c<='9'){ x=c-'0'; while(c=getchar(),c>='0'&&c<='9') x=x10+c-'0'; ungetc(c,stdin); if(f) x=-x; return; } } } void read(){ Read(n),Read(m); int i,j; for(i=1;i<=n;i++) for(j=1;j<=m;j++){ Read(a[i][j]); s[i][j]=s[i-1][j]+a[i][j]; } } void dp(){ int i,j,k; memset(f[1],0xb0,sizeof f[1]); for(i=1;i<=n;i++) for(j=i;j<=n;j++) f[1][1][i][j]=s[j][1]-s[i-1][1]; blk[1][0]=blk[1][1]=-INF; for(k=2;k<=m;k++){ memset(f[k&1],0xb0,sizeof f[k&1]); //N的第一部分 for(i=1;i<=n;i++) for(j=i;j<=n;j++) f[k&1][1][i][j]=max(s[j][k]-s[i-1][k],f[(k&1)^1][1][i][j]+s[j][k]-s[i-1][k]); //N的第二部分 for(i=1;i<=n;i++){ tmp[i][n+1]=-INF; for(j=n;j>=i;j--) tmp[i][j]=max(tmp[i][j+1],f[(k&1)^1][1][i][j]); } for(i=1;i<=n;i++) for(j=i;j<=n;j++){ f[k&1][2][i][j]=max(f[k&1][2][i][j],tmp[i][j+1]+s[j][k]-s[i-1][k]); tmp[i][j]=-INF; } for(i=1;i<=n;i++) for(j=i;j<=n;j++) tmp[j+1][j+1]=max(tmp[j+1][j+1],f[(k&1)^1][2][i][j]); for(i=1;i<=n;i++) for(j=i+1;j<=n;j++) tmp[i][j]=max(tmp[i][j],tmp[i][j-1]); for(i=1;i<=n;i++) for(j=i;j<=n;j++) f[k&1][2][i][j]=max(f[k&1][2][i][j],tmp[i][j]+s[j][k]-s[i-1][k]); for(i=1;i<=n;i++) for(j=i;j<=n;j++) tmp[i][j]=f[(k&1)^1][2][i][j]; for(j=1;j<=n;j++) for(i=1;i<j;i++) tmp[i+1][j]=max(tmp[i+1][j],tmp[i][j]); for(i=1;i<=n;i++) for(j=i;j<n;j++) tmp[i][j+1]=max(tmp[i][j+1],tmp[i][j]); for(i=1;i<=n;i++) for(j=i;j<=n;j++) f[k&1][2][i][j]=max(f[k&1][2][i][j],tmp[i][j]+s[j][k]-s[i-1][k]); //N的第三部分 for(i=1;i<=n;i++) for(j=i;j<=n;j++) tmp[i][j]=f[(k&1)^1][2][i][j]; for(j=1;j<=n;j++) for(i=j;i>1;i--) tmp[i-1][j]=max(tmp[i-1][j],tmp[i][j]); for(i=1;i<=n;i++) for(j=i+1;j<=n;j++) f[k&1][3][i][j]=max(f[k&1][3][i][j],max(tmp[i+1][j],f[(k&1)^1][3][i][j])+s[j][k]-s[i-1][k]); //NO之间空白 blk[k][0]=blk[k-1][0]; for(i=1;i<=n;i++) for(j=i;j<=n;j++) blk[k][0]=max(blk[k][0],f[(k&1)^1][3][i][j]); //O的第一部分 for(i=1;i<=n;i++) for(j=i+2;j<=n;j++) f[k&1][4][i][j]=blk[k-1][0]+s[j][k]-s[i-1][k]; //O的第二部分 for(i=1;i<=n;i++) for(j=i+2;j<=n;j++) f[k&1][5][i][j]=max(f[(k&1)^1][4][i][j],f[(k&1)^1][5][i][j])+a[i][k]+a[j][k]; //O的第三部分 for(i=1;i<=n;i++) for(j=i+2;j<=n;j++) f[k&1][6][i][j]=f[(k&1)^1][5][i][j]+s[j][k]-s[i-1][k]; //OI之间空白 blk[k][1]=blk[k-1][1]; for(i=1;i<=n;i++) for(j=i;j<=n;j++) blk[k][1]=max(blk[k][1],f[(k&1)^1][6][i][j]); //I的第一部分 for(i=1;i<=n;i++) for(j=i+2;j<=n;j++) f[k&1][7][i][j]=max(blk[k-1][1],f[(k&1)^1][7][i][j])+a[i][k]+a[j][k]; //I的第二部分 for(i=1;i<=n;i++) for(j=i+2;j<=n;j++) f[k&1][8][i][j]=max(f[(k&1)^1][7][i][j],f[(k&1)^1][8][i][j])+s[j][k]-s[i-1][k]; //I的第三部分 for(i=1;i<=n;i++) for(j=i+2;j<=n;j++){ f[k&1][9][i][j]=max(f[(k&1)^1][8][i][j],f[(k&1)^1][9][i][j])+a[i][k]+a[j][k]; ans=max(ans,f[k&1][9][i][j]); } } } int main() { read(); dp(); printf("%d\n",ans); } 确定要放弃本次机会？福利倒计时 : : 立减 ¥ 普通VIP年卡可用立即使用 outer_form 关注关注 1 点赞踩 2 收藏觉得还不错? 一键收藏 0 评论分享复制链接分享到 QQ 分享到新浪微博扫一扫举报举报专栏目录 [NOI2013] 书法家* SYC20110120的博客 06-17 186 【代码】[NOI2013] 书法家。 [颓废史]蒟蒻的刷题记录 ws_fqk 01-05 3555 QAQ蒟蒻一枚，其实我就是来提供水题库的。以下记录从2016年开始。1.1 1227: [SDOI2009]虔诚的墓主人树状数组+离散化 3132: 上帝造题的七分钟树状数组二维区间加减+查询 3038: 上帝造题的七分钟2 线段树+剪枝1.2 1047: [HAOI2007]理想的正方形二维单调队列维护最值1.4 2095: [Poi2010]Bridges 二分+混合图欧拉参与评论您还未登录，请先登录后发表或查看评论 NOI2013 书法家 DYP_SimonGreenall的博客 08-10 819 题面貌似有点长，请移步自行解读。。。 http://uoj.ac/problem/125 （读不懂题别怪我！！）那么问题来啦，这是一道DP题（不要问我为什么），我们应该如何考虑呢？这几天跟着房学长学了些皮毛，怕忘还是写写这道题为好。根据房学长的原话讲：此题属于根据数据范围猜做法系列 BZOJ 3241 UOJ 125 NOI 2013 书法家 Fuxey 06-21 1367 NOI2013 3241: [Noi2013]书法家 wamach的博客 09-03 327 从洛谷的分类可以看出这是道dp题。记fn[i]为N的R[k]≤I时N的最大贡献，fo[i][j]为O的u≤i，u+W-1≥j时O的最大贡献，fi[i]为I的P[1]>=i时I的最大贡献。求出上述三者后可以O(m^2)求得答案。另外地，记Sj[i][j]为第j列前i个的和，对于fo[i][j]： BZOJ 3241: [Noi2013]书法家 weixin_33882443的博客 11-06 118 题目链接：http://www.lydsy.com/JudgeOnline/problem.php?id=3241 题意：思路：把每个字母分成三部分，两个字母之间还有空的列，所以我一共设了11个状态f[11][i][j]，123表示字母N，4表示NO之间的空列，567表示O，8表示OI之间的空列，9 10 11表示I。然后按照列DP.f[t][i][j]表示状态t，最上最下的位置[i,j... 3241: [Noi2013]书法家 DP ws_fqk 04-29 1217 《根据数据范围猜做法系列》首先感受一下题意，像一个DP。。。然后观察一下数据范围，感觉应该是个三次方的DP。。然后发现nn比mm小不少，应该是O(n2m)O(n^2m)的。。。然后观察一下图形，发现了非常奇妙的性质。。可以分成这11部分，然后用fif_i表示第ii块，枚举列进行转移。大概有以下转移： empty→1,1→1,1→2,2→2,2→3,3→3,3→4,4→4 【BZOJ3241】【UOJ125】【NOI2013】书法家 cz_xuyixuan的博客 03-10 289 【题目链接】BZOJUOJ【思路要点】把字符画从左到右分成若干个阶段，记录上一列的内容，按列DP即可。多数转移都比较显然，在N中部处的转移需要用到一定的前缀最大值的技巧。时间复杂度\(O(N^2M)\)，常数较大。【代码】#include <bits/stdc++.h> using namespace std; const int MAXN = 155; const int MAXM ... [NOI2013]书法家 weixin_30892987的博客 05-23 148 /* 模拟形DP，没啥好说的，就是难写其实我刚开始想的时候是想处理出前缀N 后缀I然后枚举分界线，这样虽然好写，但是貌似要多个N的复杂度所以直接dp即可将 NOI看做十一个部分，每个字母分成三个部分，然后中间部分必须空着两条，需要设计两个部分 / #include<cstdio> #include<algorithm> #include<cst... BZOJ3241/UOJ125 [Noi2013]书法家* dgoh41514的博客 02-13 144 本文版权归ljh2000和博客园共有，欢迎转载，但须保留此声明，并给出原文链接，谢谢合作。本文作者：ljh2000 作者博客：http://www.cnblogs.com/ljh2000-jump/转载请注明出处，侵权必究，保留最终解释权！ Description 小E同学非常喜欢书法，他听说NOI2013已经开始了，想题一幅“NOI”的字送给大家。... 【uoj125】 NOI2013—书法家 weixin_30725315的博客 02-13 122 http://uoj.ac/problem/125(题目链接) 题意　　在网格上写“NOI”，每个格子上有一些权值，要求覆盖的权值最大。书写有一些规则。 Solution 　　将“NOI”分成11个部分，每个部分都是有几个有相同特点的矩形构成的，按列dp前缀最大值优化一下即可。看起来很难码的样子，其实套路都差不多，但是想清楚，一些细节处理到位，平时习惯好一点就可以很快写完辣。　　$... NOI 2013 书法家 weixin_33787529的博客 07-29 119 http://uoj.ac/problem/125 我真是日狗了。。。。。。果然还是没有耐心读题，搞到读题读错了2个地方，结果调试了半天。。。。。。言归正传。动态规划。这种题目很常见。我们发现竖着做比较麻烦，那么可以横着做。打竖将"NOI“分成11种类型。 F[i][j][k][l]表示第i列的涂色部分的上边界为j,下边界为k,类型为l。然后转移。从2类型-... luogu P1398 [NOI2013]书法家 weixin_30877181的博客 05-02 261 传送门注意到\(N\ O\ I\)三个字母都可以从左到右拆成三部分,即\(N=\)一个矩形+一堆矩形+一个矩形,\(O=\)一条+两条横的+一条,\(I=\)两条横的+一个矩形+两条横的,所以可以拆成\(13\)个部分转移(\(9\)个字母部分,\(4\)个空白部分) 设\(f_{i,j,l,r}\)表示第\(i\)列,放的是字母的\(j\)部分,放了从\(l\)行到\(r\)行的最大值,\(g... [NOI题库]移动路线 weixin_30721077的博客 11-04 499 总时间限制:1000ms内存限制:65536kB 描述 ×桌子上有一个m行n列的方格矩阵，将每个方格用坐标表示，行坐标从下到上依次递增，列坐标从左至右依次递增，左下角方格的坐标为(1,1)，则右上角方格的坐标为(m,n)。小明是个调皮的孩子，一天他捉来一只蚂蚁，不小心把蚂蚁的右脚弄伤了，于是蚂蚁只能向上或向右移动。小明把这只蚂蚁放在左下角的方格中，蚂蚁从左下角的方格中移动到右上角的方格中... Online noip J-1 2021 yl_2018的博客 04-03 381 来自又暴零的我的无奈题解…………原本160，220………… Online noip J-1 切蛋糕（cake）【题目描述】 Alice、Bob 和 Cindy 三个好朋友得到了一个圆形蛋糕，他们打算分享这个蛋糕。三个人的需求量分别为 a, b, c，现在请你帮他们切蛋糕，规则如下：每次切蛋糕可以选择蛋糕的任意一条直径，并沿这条直径切一刀（注意切完后不会立刻将蛋糕分成两部分）。设你一共切了 n 刀，那么你将得到 2n 个扇形的蛋糕（特别地，切了 0 刀被认为是有一个扇形，即整个圆形蛋糕），将这些 CCF-CSP 201403-2 窗口【水题】（100分） inv0ker的博客 09-07 496 试题编号： 201403-2 试题名称：窗口时间限制： 1.0s 内存限制： 256.0MB 问题描述　　　在某图形操作系统中,有 N 个窗口,每个窗口都是一个两边与坐标轴分别平行的矩形区域。窗口的边界上的点也属于该窗口。窗口之间有层次的区别,在多于一个窗口重叠的区域里,只会显示位于顶层的窗口里的内容。　　当你点击屏幕上一个点的时候,你就选择了处于被点击位置的最顶层窗口,并且这个窗口就会被... P1232 [NOI2013] 树的计数 orz 07-25 365 百紫斩第2天\color{purple}百紫斩第 2 天百紫斩第2天洛谷 P1232P1232P1232 [ NOI2013NOI2013NOI2013 ] 树的计数题目描述我们知道一棵有根树可以进行深度优先遍历（ DFSDFSDFS ）以及广度优先遍历（ BFSBFSBFS ）来生成这棵树的 DFSDFSDFS 序以及 BFSBFSBFS 序。两棵不同的树的 DFSDFSDFS 序有可能相同，并且它们的 BFSBFSBFS 序也有可能相同，例如下面两棵树的 DFSDFSDFS 序都是 1 outer_form 博客等级码龄10年 170 原创 78 点赞 55 收藏 108 粉丝关注私信热门文章莫比乌斯反演定理证明（两种形式） 11702 【NOI2017】退役记——这是最坏的时代，也是最好的时代 8051 【高斯消元】[NOIP2004]虫食算(这是正解) 5700 【DP】[CodeForces - 713C]Sonya and Problem Wihtout a Legend 4297 【暴力/网络流】[Codeforces - 739E]Gosha is hunting 4270 分类专栏搜索 9篇图论 30篇数论 15篇动态规划 21篇数据结构 19篇贪心 4篇单调队列优化 2篇考试总结 10篇莫队算法 3篇后缀数组 3篇 AC自动机 1篇后缀自动机 2篇网络流 15篇三分 1篇字符串 5篇矩阵 11篇莫比乌斯反演 6篇高斯消元 9篇概率与期望 2篇计算几何 6篇斜率优化 1篇模拟 1篇 cdq分治 1篇树的点分治 1篇二分 2篇快速傅里叶变换 5篇主席树 1篇线段树 9篇高精度分治 2篇数位dp 1篇 trie 1篇状压dp 1篇拓扑排序 1篇动态树 2篇 K-D树 1篇模拟退火爬山算法 1篇拉格朗日乘数法 1篇二分图匹配博弈论 1篇树状数组 3篇线段树分治 1篇生成函数 1篇组合数学 2篇提交答案题 1篇展开全部收起上一篇：【矩阵+十进制快速幂】[NOI2013]矩阵游戏下一篇：【树DP+基环树】[NOI2013]快餐店最新评论【Bluestein's Algorithm】[POJ2821]TN's Kingdom III - Assassination weixin_48510031: a[i]=A[i+n]cpx(cos(piii/n),fsin(piii/n));请问下为啥这里A的项数是i+n呢？【DP】[USACO 2016 February Contest, Gold]Circular Barn Revisited WerChange: 引用「都从i从i号门进入所走的总距离」这里写得有点问题…… 杜教筛 _Cade_: 为什么叫筛，跟筛法有关系吗【NOI2017】退役记——这是最坏的时代，也是最好的时代 RanMaruko: 须知少时凌云志，曾许人间第一流莫比乌斯反演定理证明（两种形式） ·马克图布·: 通天塔大家在看微处理器原理与应用篇---计算机系统的结构、组织与实现 210 PTA天梯赛L1 051-060题目解析 316 智能的交响乐：解码 LangGraph 代理的思维之舞打造不会遗忘的AI：一位旅行社特工的记忆移植手术 104 智能代理的试炼：从代码到战场的评估之旅最新文章【NOI2017】退役记——这是最坏的时代，也是最好的时代【回文树】[APIO2014]Palindromes 【线段树】[BZOJ2104/WC2009]最短路问题 2017年11篇 2016年110篇 2015年50篇目录展开全部收起目录展开全部收起上一篇：【矩阵+十进制快速幂】[NOI2013]矩阵游戏下一篇：【树DP+基环树】[NOI2013]快餐店分类专栏搜索 9篇图论 30篇数论 15篇动态规划 21篇数据结构 19篇贪心 4篇单调队列优化 2篇考试总结 10篇莫队算法 3篇后缀数组 3篇 AC自动机 1篇后缀自动机 2篇网络流 15篇三分 1篇字符串 5篇矩阵 11篇莫比乌斯反演 6篇高斯消元 9篇概率与期望 2篇计算几何 6篇斜率优化 1篇模拟 1篇 cdq分治 1篇树的点分治 1篇二分 2篇快速傅里叶变换 5篇主席树 1篇线段树 9篇高精度分治 2篇数位dp 1篇 trie 1篇状压dp 1篇拓扑排序 1篇动态树 2篇 K-D树 1篇模拟退火爬山算法 1篇拉格朗日乘数法 1篇二分图匹配博弈论 1篇树状数组 3篇线段树分治 1篇生成函数 1篇组合数学 2篇提交答案题 1篇展开全部收起目录评论被折叠的条评论为什么被折叠? 到【灌水乐园】发言查看更多评论添加红包祝福语请填写红包祝福语或标题红包数量个红包个数最小为10个红包总金额元红包金额最低5元余额支付当前余额3.43元前往充值 > 需支付：10.00元成就一亿技术人! 领取后你会自动成为博主和红包主的粉丝规则 hope_wisdom 发出的红包实付元使用余额支付点击重新获取扫码支付钱包余额 0 抵扣说明： 1.余额是钱包充值的虚拟货币，按照1:1的比例进行支付金额的抵扣。 2.余额无法直接购买下载，可以购买VIP、付费专栏及课程。余额充值

=3 $=3$

=12 $=12$

[−50,50] $[-50, 50]$ 2345

≤10 $\leq 10$

≤20 $\leq 20$

[−50,50] $[-50, 50]$ 6789

≤150 $\leq 150$

≤500 $\leq 500$

=1 $= 1$ 1011

≤80 $\leq 80$

[−200,200] $[-200, 200]$ 12131415

≤150 $\leq 150$

≤500 $\leq 500$

[−200,200] $[-200, 200]$ 1617181920

对于所有的测试数据，保证 $n \geq 3, m \geq 12$ 。

时间限制： $2\texttt{s}$

空间限制： $512\texttt{MB}$

分析

很自然地分成 $9$ 个部分进行动态规划，即把 $NOI$ 3个字母，每个字母分别从左到右分为3部分，然后逐列进行转移。
除了 N <script type="math/tex" id="MathJax-Element-1892">N</script>的第二部分其余的都很好转移，具体怎么转移的呢？其实也就是按照他的规则进行模拟，看代码就能理解了。

代码

#include<cstdio>
#include<algorithm>
#include<cstring>
using namespace std;
#define MAXN 150
#define MAXM 500
#define INF 0x3fffffff
int a[MAXN+10][MAXM+10],n,m,blk[MAXM+10][2],f[2][10][MAXN+10][MAXN+10],s[MAXN+10][MAXM+10],tmp[MAXN+10][MAXN+10],ans=-INF;
void Read(int &x){
    static char c;
    bool f(0);
    while(c=getchar(),c!=EOF){
        if(c=='-')
            f=1;
        else if(c>='0'&&c<='9'){
            x=c-'0';
            while(c=getchar(),c>='0'&&c<='9')
                x=x*10+c-'0';
            ungetc(c,stdin);
            if(f)
                x=-x;
            return;
        }
    }
}
void read(){
    Read(n),Read(m);
    int i,j;
    for(i=1;i<=n;i++)
        for(j=1;j<=m;j++){
            Read(a[i][j]);
            s[i][j]=s[i-1][j]+a[i][j];
        }
}
void dp(){
    int i,j,k;
    memset(f[1],0xb0,sizeof f[1]);
    for(i=1;i<=n;i++)
        for(j=i;j<=n;j++)
            f[1][1][i][j]=s[j][1]-s[i-1][1];
    blk[1][0]=blk[1][1]=-INF;
    for(k=2;k<=m;k++){
        memset(f[k&1],0xb0,sizeof f[k&1]);
        //N的第一部分
        for(i=1;i<=n;i++)
            for(j=i;j<=n;j++)
                f[k&1][1][i][j]=max(s[j][k]-s[i-1][k],f[(k&1)^1][1][i][j]+s[j][k]-s[i-1][k]);
        //N的第二部分
        for(i=1;i<=n;i++){
            tmp[i][n+1]=-INF;
            for(j=n;j>=i;j--)
                tmp[i][j]=max(tmp[i][j+1],f[(k&1)^1][1][i][j]);
            }
        for(i=1;i<=n;i++)
            for(j=i;j<=n;j++){
                f[k&1][2][i][j]=max(f[k&1][2][i][j],tmp[i][j+1]+s[j][k]-s[i-1][k]);
                tmp[i][j]=-INF;
            }
        for(i=1;i<=n;i++)
            for(j=i;j<=n;j++)
                tmp[j+1][j+1]=max(tmp[j+1][j+1],f[(k&1)^1][2][i][j]);
        for(i=1;i<=n;i++)
            for(j=i+1;j<=n;j++)
                tmp[i][j]=max(tmp[i][j],tmp[i][j-1]);
        for(i=1;i<=n;i++)
            for(j=i;j<=n;j++)
                f[k&1][2][i][j]=max(f[k&1][2][i][j],tmp[i][j]+s[j][k]-s[i-1][k]);
        for(i=1;i<=n;i++)
            for(j=i;j<=n;j++)
                tmp[i][j]=f[(k&1)^1][2][i][j];
        for(j=1;j<=n;j++)
            for(i=1;i<j;i++)
                tmp[i+1][j]=max(tmp[i+1][j],tmp[i][j]);
        for(i=1;i<=n;i++)
            for(j=i;j<n;j++)
                tmp[i][j+1]=max(tmp[i][j+1],tmp[i][j]);
        for(i=1;i<=n;i++)
            for(j=i;j<=n;j++)
                f[k&1][2][i][j]=max(f[k&1][2][i][j],tmp[i][j]+s[j][k]-s[i-1][k]);
        //N的第三部分
        for(i=1;i<=n;i++)
            for(j=i;j<=n;j++)
                tmp[i][j]=f[(k&1)^1][2][i][j];
        for(j=1;j<=n;j++)
            for(i=j;i>1;i--)
                tmp[i-1][j]=max(tmp[i-1][j],tmp[i][j]);
        for(i=1;i<=n;i++)
            for(j=i+1;j<=n;j++)
                f[k&1][3][i][j]=max(f[k&1][3][i][j],max(tmp[i+1][j],f[(k&1)^1][3][i][j])+s[j][k]-s[i-1][k]);
        //NO之间空白
        blk[k][0]=blk[k-1][0];
        for(i=1;i<=n;i++)
            for(j=i;j<=n;j++)
                blk[k][0]=max(blk[k][0],f[(k&1)^1][3][i][j]);
        //O的第一部分
        for(i=1;i<=n;i++)
            for(j=i+2;j<=n;j++)
                f[k&1][4][i][j]=blk[k-1][0]+s[j][k]-s[i-1][k];
        //O的第二部分
        for(i=1;i<=n;i++)
            for(j=i+2;j<=n;j++)
                f[k&1][5][i][j]=max(f[(k&1)^1][4][i][j],f[(k&1)^1][5][i][j])+a[i][k]+a[j][k];
        //O的第三部分
        for(i=1;i<=n;i++)
            for(j=i+2;j<=n;j++)
                f[k&1][6][i][j]=f[(k&1)^1][5][i][j]+s[j][k]-s[i-1][k];
        //OI之间空白
        blk[k][1]=blk[k-1][1];
        for(i=1;i<=n;i++)
            for(j=i;j<=n;j++)
                blk[k][1]=max(blk[k][1],f[(k&1)^1][6][i][j]);
        //I的第一部分
        for(i=1;i<=n;i++)
            for(j=i+2;j<=n;j++)
                f[k&1][7][i][j]=max(blk[k-1][1],f[(k&1)^1][7][i][j])+a[i][k]+a[j][k];
        //I的第二部分
        for(i=1;i<=n;i++)
            for(j=i+2;j<=n;j++)
                f[k&1][8][i][j]=max(f[(k&1)^1][7][i][j],f[(k&1)^1][8][i][j])+s[j][k]-s[i-1][k];
        //I的第三部分
        for(i=1;i<=n;i++)
            for(j=i+2;j<=n;j++){
                f[k&1][9][i][j]=max(f[(k&1)^1][8][i][j],f[(k&1)^1][9][i][j])+a[i][k]+a[j][k];
                ans=max(ans,f[k&1][9][i][j]);
            }   
    }
}
int main()
{
    read();
    dp();
    printf("%d\n",ans);
}