盛最多水的容器：谁矮，谁就该挪窝
水面被矮柱卡住。移动高柱，宽变窄、高不变，面积只减；移动矮柱才可能换到更高的边。
左右指针从两端出发。每步用 (j−i)×min(height[i], height[j]) 更新答案，然后只移动较矮的那一侧；两边一样高就移任意一侧。矮边是瓶颈，把它换成更里面的柱才可能抬高水面；高边留下，因为丢掉它不会让当前矮边围出更大的水。时间 O(n)，空间 O(1)。
这是 LeetCode 11. Container With Most Water。n 条垂直线，第 i 条的两个端点是 (i, 0) 和 (i, height[i])。选两条线当作容器壁，与 x 轴围成矩形，求能盛的最大水量。水不能倾斜，高度取两条线里较短的那条。
主例 height = [1, 8, 6, 2, 5, 4, 8, 3, 7]。最优是下标 1 的 8 和下标 8 的 7：宽度 7，高度 7，面积 49。两端那根 1 和 7 宽度虽是 8，高度被 1 卡住，只有 8。
枚举所有 (i, j) 能做对，n 到 10⁵ 时平方不可用。缺的不是面积公式，而是哪些线对可以成批丢掉。本文从「矮边决定水面」推出谁该往里走，并把手算走到 49。
水量被宽度和矮边同时卡住
两条线 i < j，盛水量是 (j−i) × min(height[i], height[j])。宽是下标差，高是较短的那根——再高的柱也挡不住水从矮的那边溢出去。
目标是最大化这个乘积。暴力枚举全部线对，主例 9 根线 36 对，能得到 49，但没有告诉你下一对该看谁。
从最宽的一对看起。主例 i=0、j=8，高 1 与 7，面积 8。演示第一帧就是这根短板 1。宽已经最大，若还要更大的面积，只能抬高那条矮边。这句观察把「枚举谁」收成「丢掉哪一侧」。
短板公式里的 min 不是实现细节，是决策依据。当前这对的高度上界就是矮柱，任何仍以这根矮柱为边的更窄容器都不可能超过现在。
每次只移动较矮的那一根
假设 height[i] ≤ height[j]，左边是矮边。若移动 j：宽度减 1，高度仍被 height[i] 卡住，面积 ≤ (j−i−1)×height[i] < 当前面积。以这根矮边为左壁的所有更窄容器，都可以丢掉。必须移动 i，去碰一根可能更高的左壁。
右边更矮则移动 j。两边等高，移哪边都一样——下一根柱子才可能打破平局。规则就一句：谁矮谁往里走。
用手走主例。i=0、j=8，面积 8，1<7，i 右移到 1。现在 8 与 7，宽度 7，面积 49，记下最优。8>7，j 左移到 7。现在 8 与 3，面积 18。8>3，j 再左移到 6。现在两根都是 8，宽度 5，面积 40，打不过 49。之后左边 8 一直高于右边，j 一路收到与 i 相遇。全程最优停在 49。演示四帧就是前四次指针：先移左，再连移两次右，停在下标 1 与 6。
丢掉的是以当前矮边为壁的更窄容器
每一步淘汰的不是「某一根柱子」，而是「当前矮边与对侧之间所有尚未访问的组合」。这些组合的高度上界仍是这根矮边，宽度还更小，面积不可能超过刚才那对。
最优的那一对 (i*, j*) 不会被跳过。指针从两端往里收，先碰到 i* 和 j* 里更靠外的那一个；另一侧还在更外头。此时靠外的若是矮边，对侧更高，规则会移动矮的，直到另一侧也收到 j* 或 i*；靠外的若是高边，规则移动的是对面，高边留着。两边最终会被同时夹到。主例最优 1 与 8：先丢掉矮边 0，右边 8 一直留到与 1 配对，49 被算到。
两边一样高时移哪一侧都可以，因为以这条高度为矮边的更窄容器同样被当前宽度支配。代码写成 else j--，与 i++ 等价。
七行 Go：双指针
func maxArea(height []int) int {i, j, best := 0, len(height)-1, 0for i < j {best = max(best, (j-i)*min(height[i], height[j]))if height[i] < height[j] { i++ } else { j-- }}return best}
1从最宽的一对出发。主例先看下标 0 与 8。
2先算面积再移动。49 出现在 i=1、j=8，必须在 j-- 之前入账。
3严格更矮才动左边；相等走 else，右边内收。不要两边一起动，会跳过最优。
4i==j 时宽度为 0，循环结束。best 里是历史最大。
总结
谁矮谁往里走。主例丢掉短板 1 之后，8 与 7 围出 49，后面再没有更大的。
- 面积 = 宽度 × 矮边。移动高边，高不变、宽变小，面积只减。
- 每次丢掉的是「以当前矮边为壁的全部更窄容器」，不是丢掉这根柱子本身。
- 先记账再移动。主例 49 出现在右指针左移之前。