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一开始把题目看错了，写了个简单dp，后来才发现
题意是：从n行任意位置走，向上向左走，然后走到（1,1），再从（1,1）位置向下向右走到m列，一个格子第一次走获得a【i】【j】的值，第二次走获得b【i】【j】的值；
队友和hls在网络流了半天，感觉有戏，但是后来发现我把m列读成了n行，（差点被打），然后继续流，
我一直在想dp，我思维受限，把两次走法分开，按照正常思维推，但是这样状态很难转移。后来看了题解才了然。
思路： 将第一次和第二次的路线合在一个数组里面，再通过步数来降维
dp【i】【j】【k】 表示从（1,1）走了i步，第一次走到j行时，并且第二次走到k行时，当前获得的最大值。
其实两次走，我们都可以看成是从（1,1）出发向下或者向右出发，到达n行，m列结束，如果从（1,1）走了i步，当前在j行，那么我们可以推断出，当前位置为（ j , i - j +1），同样可以推断第二次位置在（k，i - k + 1），这样可以退出转移方程为
dp【i】【j】【k】 = dp【i】【j+x】【k+y】 + a[j][i - j +1 ]+ ( j==k? b[j][i - j +1 ]:a[k][i-k+1])
这个x和y表示，ijk可以由i-1四种方式转移而来，即第一次的向下或者向右，与第二次的向下或者向右。
还有一个需要注意的问题是，最后更新答案的时候，我之前一直不明白为何标程给的是当 i = n+m-1 时更新答案，但是跟hls交流我就明白了，因为在数组a，b超出n，m的部分的值为0，所以一直走也是可以的
那为什么不能是 i==n并且 i-k-1==m时更新呢？我们需要注意，dp保存的第一次和第二次的i是一样的，所以会出现一种情况，就是比如我们当前走了i1步到m列已经是最优解了，但是i1步的n行还不是最优解，这样我们如果让i1增加的话，可以让 k不变，一直往右走加0，这样n行还可以继续走，这样就可以让第二次伪停止，来取得最优解。
这样看来我们需要把原来条件改成 i>=n并且 i-k-1>=m 或者干脆 i ==n+m-1 就可以了
代码如下
#include<bits/stdc++.h>
using namespace std;
typedef long long LL;
const LL INF=161168601842738790ll;
int n,m;
LL f[130][130][130];
LL a[130][130],b[130][130];
int main()
{
scanf("%d%d",&n,&m);
memset(f,0,sizeof f);
for(int i=1;i<=n;i++)
for(int j=1;j<=m;j++)
scanf("%lld",&a[i][j]);
for(int i=1;i<=n;i++)
for(int j=1;j<=m;j++)
scanf("%lld",&b[i][j]);
for(int i=0;i<=125;i++)
for(int j=0;j<=125;j++)
for(int k=0;k<=125;k++)
f[i][j][k]=-INF;
f[1][1][1]=a[1][1]+b[1][1];
int t1,t2;
LL ans=-INF;
for(int i=2;i<n+m;i++)
for(int j=1;j<=i;j++)
for(int k=1;k<=i;k++)
{
t1=i+1-j;
t2=i+1-k;
f[i][j][k]=max(f[i][j][k],f[i-1][j-1][k-1]);
f[i][j][k]=max(f[i][j][k],f[i-1][j][k-1]);
f[i][j][k]=max(f[i][j][k],f[i-1][j-1][k]);
f[i][j][k]=max(f[i][j][k],f[i-1][j][k]);
if(j==k)
f[i][j][k]+=a[j][t1]+b[j][t1];
else
f[i][j][k]+=a[j][t1]+a[k][t2];
if (i == n + m - 1){
ans = max(ans, f[i][j][k]);
}
}
cout<<ans<<endl;
return 0;
}