文心一言 VS 讯飞星火 VS chatgpt （349）-- 算法导论23.2 8题

八、Borden教授提出了一个新的分治算法来计算最小生成树。该算法的原理如下:给定图$G=(V,E)$，将$V$划分为两个集合$V_1$和$V_2$，使得$|V_1|$和$|V_2|$的差最多为1。设$E_1$为端点全部在$V_1$中的边的集合，$E_2$为端点全部在$V_2$中的边的集合。我们递归地解决两个子图$G_1=(V_1,E_1)$和$G_2=(V_2,E_2)$的最小生成树问题。最后，在边集合$E$中选择横跨切割$V_1$和$V_2$的最小权重的边来将求出的两棵最小生成树连接起来，从而形成一棵最后的最小生成树。请证明该算法能正确计算出一棵最小生成树，或者举出反例来明说该算法不正确。如果要写代码，请用go语言。

文心一言：

首先，我们来证明或反驳Borden教授提出的分治算法的正确性。

证明或反驳

证明：

为了证明该算法能正确计算出一棵最小生成树（MST），我们需要确保算法满足MST的两个关键性质：

1. 无环性：由于每次递归都是在子图内部寻找MST，并通过最小权重的横跨边连接两个子图的MST，因此最终生成的树中不可能存在环。

2. 最小权重：这是证明的关键。假设图$G$的最小生成树为$T$，且$T$中的边按某种方式被划分到$E_1$和$E_2$（以及横跨两部分的边）中。由于$G_1$和$G_2$是$G$的子图，根据MST的性质，在$G_1$和$G_2$中分别求得的MST的权重不会大于$T$中对应子图部分的权重。再加上连接这两个子MST的最小权重横跨边，其总权重也不会超过$T$的总权重。

   然而，这里有一个微妙之处：我们需要确保选择的横跨边不会“绕远”，即不会通过选择一条不是全局最小的横跨边而使得总权重增加。幸运的是，由于我们是在所有横跨边中选择最小权重的边，所以这一选择保证了横跨边的权重是最小的，从而保证了整体的最小性。

结论：

Borden教授提出的算法确实能正确地计算出一棵最小生成树。

Go语言代码示例

以下是一个简化的Go语言代码框架，用于说明如何实现这个算法。注意，这里假设图是以邻接矩阵或邻接表的形式给出，并且使用了递归和全局变量来存储结果。

package mainimport ("fmt""math"
)type Graph struct {V    intE    [][]int // 邻接表，E[i] 表示与节点i相连的节点及其边的权重weights [][]int // 存储边的权重，可选
}func (g *Graph) findMST(V1, V2 []int) int {// 假设V1和V2已经正确划分// 递归求解子图V1和V2的MST// ... 这里应该是递归调用findMST或类似函数// 假设我们已经有了V1和V2的MST的权重，分别为mst1和mst2// mst1, mst2 := ...// 查找横跨V1和V2的最小权重边minCrossWeight := math.MaxInt32for _, v1 := range V1 {for _, v2 := range V2 {// 假设weights[v1][v2]存储了v1到v2的边的权重// 这里需要实现查找横跨边的逻辑if g.weights[v1][v2] < minCrossWeight {minCrossWeight = g.weights[v1][v2]}}}// 返回整棵MST的权重// 注意：这里应该返回mst1 + mst2 + minCrossWeight，但示例中未计算mst1和mst2return 0 // 示例中返回0，实际应返回计算后的值
}func main() {// 示例图的初始化...// 调用findMST并处理结果...
}

注意：上述代码是一个框架示例，并未完全实现Borden算法的所有细节，特别是递归求解子图MST的部分和正确划分顶点集$V_1$和$V_2$的逻辑。此外，为了简化，代码中没有处理图的具体存储方式和构建过程。在实际应用中，需要根据具体的数据结构和图的特点来实现这些部分。

讯飞星火：

首先，我们需要证明该算法的正确性。我们可以使用数学归纳法来证明这一点。

基本步骤：对于只有一个顶点的图，最小生成树就是它自身，因为没有任何边可以添加到这个图中。

归纳步骤：假设对于任意一个有n个顶点的图G，该算法都能正确计算出最小生成树。现在考虑一个有n+1个顶点的图G’，其中G’包含图G的所有顶点以及一个新的顶点v。我们将G’划分为两个子图G_1和G_2，使得|V_1|和|V_2|的差最多为1。然后，我们递归地计算G_1和G_2的最小生成树。最后，我们在横跨切割V_1和V_2的边中选择权重最小的边来连接这两棵最小生成树。由于G_1和G_2都是最小生成树，所以它们没有环路。因此，添加横跨切割的最小权重边不会引入环路。此外，这条边的权重一定是所有可能横跨切割的边的权重中的最小值，因为它是唯一满足条件的边。因此，通过这种方式连接两棵最小生成树得到的图也是一棵最小生成树。

现在我们来编写Go语言代码实现这个算法：

package mainimport ("fmt""math"
)type Edge struct {u, v intw    float64
}func minSpanningTree(graph [][]Edge, n int) []Edge {visited := make([]bool, n)minEdges := make([]Edge, 0)visited[0] = truefor len(minEdges) < n-1 {minWeight := math.Inf(1)minEdge := Edge{}for i := 0; i < n; i++ {if visited[i] {for _, edge := range graph[i] {if !visited[edge.v] && edge.w < minWeight {minWeight = edge.wminEdge = edge}}}}minEdges = append(minEdges, minEdge)visited[minEdge.v] = true}return minEdges
}func main() {// 示例图的邻接表表示graph := [][]Edge{{{1, 2, 1}, {3, 4, 2}},{{0, 2, 1}, {3, 5, 3}},{{0, 4, 2}, {1, 5, 3}},{{0, 4, 2}, {1, 5, 3}},{{1, 5, 3}, {2, 3, 2}},}n := len(graph)minTree := minSpanningTree(graph, n)fmt.Println("Minimum spanning tree edges:")for _, edge := range minTree {fmt.Printf("(%d, %d) with weight %.1f
", edge.u, edge.v, edge.w)}
}

这段代码实现了一个简单的Prim算法来计算给定图的最小生成树。请注意，这个算法并没有实现分治策略，而是直接使用了Prim算法。要实现分治策略，我们需要对图进行分割并递归地处理子图。然而，这种分治策略在实际应用中可能会导致效率降低，因为我们需要不断地合并子图以形成最终的最小生成树。

360智脑：

首先，我们需要证明Borden教授提出的分治算法能够正确计算出一棵最小生成树。这个算法基于Kruskal算法的一个变种，它使用了分治策略来处理图的顶点集。我们可以通过以下步骤来证明其正确性：

1. 划分阶段：算法首先将顶点集$V$划分为两个近似相等的子集$V_1$和$V_2$。这个划分保证了$|V_1|$和$|V_2|$的差最多为1，这是为了保证后续的递归调用能够在规模上保持平衡。

2. 递归阶段：对于每个子集$V_i$，算法递归地计算其对应子图$G_i=(V_i,E_i)$的最小生成树。由于$G_i$是原图$G$的一个子图，所以这个问题仍然是求解一个图的最小生成树，可以使用任何已知的最小生成树算法（如Kruskal或Prim算法）来解决。

3. 合并阶段：在递归阶段结束后，我们得到了两棵最小生成树$T_1$和$T_2$，分别对应于子图$G_1$和$G_2$。接下来，算法在所有跨越分割$V_1$和$V_2$的边中选择权重最小的边。这条边将$T_1$和$T_2$连接起来，形成原图$G$的一棵生成树。

4. 最小性证明：我们需要证明最终得到的生成树是最小生成树。考虑任意一棵最小生成树$T$，它必须包含一条跨越分割$V_1$和$V_2$的边，否则$T$不能覆盖所有的顶点。假设$e$是跨越分割的最小权重边，那么$T$一定包含$e$。如果$T$不包含$e$，我们可以用$e$替换掉$T$中的一条边，得到一个权重更小的生成树，这与$T$是最小生成树矛盾。因此，$T$必须包含$e$，而我们的算法选择了$e$，所以最终的生成树至少和$T$一样优。由于$T$是任意的最小生成树，所以我们的算法确实找到了一棵最小生成树。

综上所述，Borden教授的分治算法能够正确计算出一棵最小生成树。

下面是一个使用Go语言实现的简化版本的分治算法：

package mainimport ("fmt""sort"
)type Edge struct {Src, Dest intWeight    int
}func find(parent []int, i int) int {if parent[i] != i {parent[i] = find(parent, parent[i])}return parent[i]
}func union(parent []int, rank []int, x int, y int) {xroot := find(parent, x)yroot := find(parent, y)if rank[xroot] < rank[yroot] {parent[xroot] = yroot} else if rank[xroot] > rank[yroot] {parent[yroot] = xroot} else {parent[yroot] = xrootrank[xroot]++}
}func kruskalMST(edges []Edge, V int) []Edge {sort.Slice(edges, func(i, j int) bool { return edges[i].Weight < edges[j].Weight })parent := make([]int, V)rank := make([]int, V)for i := range parent {parent[i] = irank[i] = 0}result := make([]Edge, 0, V-1)e := 0i := 0for e < V-1 && i < len(edges) {nextEdge := edges[i]i++x := find(parent, nextEdge.Src)y := find(parent, nextEdge.Dest)if x != y {e++result = append(result, nextEdge)union(parent, rank, x, y)}}return result
}func minSpanningTreeDivideAndConquer(graph map[int][]Edge, V int) []Edge {if V <= 1 {return nil}// Partition the vertices into two setspivot := V / 2V1 := make([]int, 0, pivot)V2 := make([]int, 0, V-pivot)for v := range graph {if v < pivot {V1 = append(V1, v)} else {V2 = append(V2, v)}}// Recursively find MST for each partitionE1 := make([]Edge, 0)E2 := make([]Edge, 0)for _, edges := range graph {for _, edge := range edges {if contains(V1, edge.Src) && contains(V1, edge.Dest) {E1 = append(E1, edge)} else if contains(V2, edge.Src) && contains(V2, edge.Dest) {E2 = append(E2, edge)}}}MST1 := minSpanningTreeDivideAndConquer(map[int][]Edge{}, len(V1))MST2 := minSpanningTreeDivideAndConquer(map[int][]Edge{}, len(V2))// Find the minimum weight edge crossing the cutcrossEdges := make([]Edge, 0)for _, edge := range graph {for _, e := range edge {if (contains(V1, e.Src) && contains(V2, e.Dest)) || (contains(V2, e.Src) && contains(V1, e.Dest)) {crossEdges = append(crossEdges, e)}}}minCrossEdge := Edge{0, 0, 1<<31 - 1}for _, e := range crossEdges {if e.Weight < minCrossEdge.Weight {minCrossEdge = e}}// Combine the MSTs with the minimum cross edgeMST1 = append(MST1, minCrossEdge)MST2 = append(MST2, minCrossEdge)return append(MST1, MST2...)
}func contains(slice []int, val int) bool {for _, item := range slice {if item == val {return true}}return false
}func main() {graph := map[int][]Edge{0: {{0, 1, 1}, {0, 2, 2}},1: {{1, 0, 1}, {1, 2, 3}},2: {{2, 0, 2}, {2, 1, 3}},}fmt.Println(minSpanningTreeDivideAndConquer(graph, 3))
}

请注意，上述代码是一个简化的示例，可能需要根据实际需求进行调整。此外，这个实现没有考虑到图的连通性和边的权重，因此在实际应用中可能需要更多的错误检查和优化。

智谱清言：

Borden教授提出的分治算法的原理基于将图分割成两个几乎相等的部分，然后递归地计算最小生成树（MST），并最终将它们通过最小权重的边连接起来。下面我们来分析这个算法的正确性。

算法正确性分析

要证明这个算法能正确计算出最小生成树，我们需要证明它满足最小生成树的两个关键性质：

1. 连通性：算法最终形成的树必须包含图中的所有顶点，并且是连通的。
2. 最小权重：算法形成的树的所有边的权重之和必须是最小的。

连通性

由于算法递归地在子图中计算最小生成树，并且在最后一步通过添加连接两个子集的最小权重边来保证所有顶点都被包含在内，因此连通性是满足的。

最小权重

这里的关键是要证明通过选择横跨切割的最小权重边来连接两个子生成树，不会破坏最小生成树的权重和最小的性质。
我们可以使用反证法来证明这一点。假设存在一种情况，这种分治方法没有产生最小生成树，那么在连接两个子生成树时，至少存在一条边（不属于最小生成树），其权重小于或等于连接两个子生成树的所有边的权重。然而，这与最小生成树的定义矛盾，因为最小生成树中不存在这样的边，即不存在一条边可以替换已有的边并减少总权重。
因此，该算法是正确的，因为它保持了最小生成树的连通性和最小权重性质。

反例

如果在任何情况下都不能找到违反上述性质的反例，那么我们可以说这个算法在理论上是正确的。到目前为止，没有明显的反例可以证明这个算法是错误的。

Go语言实现

下面提供一个Go语言实现的框架，这个实现将使用Kruskal算法来解决子图的最小生成树问题，并使用并查集来检测环。

package main
import ("container/heap""fmt"
)
// Edge represents an edge in the graph.
type Edge struct {From   intTo     intWeight int
}
// A PriorityQueue implements heap.Interface and holds Edges.
type PriorityQueue []*Edge
func (pq PriorityQueue) Len() int { return len(pq) }
func (pq PriorityQueue) Less(i, j int) bool {return pq[i].Weight < pq[j].Weight
}
func (pq PriorityQueue) Swap(i, j int) {pq[i], pq[j] = pq[j], pq[i]
}
func (pq *PriorityQueue) Push(x interface{}) {item := x.(*Edge)*pq = append(*pq, item)
}
func (pq *PriorityQueue) Pop() interface{} {old := *pqn := len(old)item := old[n-1]*pq = old[0 : n-1]return item
}
// find finds the root of the node x with path compression.
func find(parent []int, x int) int {if parent[x] != x {parent[x] = find(parent, parent[x])}return parent[x]
}
// union merges two subsets.
func union(parent []int, x int, y int) {rootX := find(parent, x)rootY := find(parent, y)if rootX != rootY {parent[rootY] = rootX}
}
// kruskalMST finds the minimum spanning tree using Kruskal's algorithm.
func kruskalMST(edges []Edge, numVertices int) []Edge {var mst []Edge// Initialize a priority queue and push all edges to it.pq := make(PriorityQueue, len(edges))for i, edge := range edges {pq[i] = &edges[i]}heap.Init(&pq)// Initialize parent slice for union-find.parent := make([]int, numVertices)for i := 0; i < numVertices; i++ {parent[i] = i}// Process edges in ascending order.for pq.Len() > 0 {e := heap.Pop(&pq).(*Edge)x := find(parent, e.From)y := find(parent, e.To)if x != y {mst = append(mst, *e)union(parent, x, y)}}return mst
}
// This is a simplified version and does not include the divide step and the conquer step
// which would involve recursively calling a modified version of this function on the subgraphs.
func main() {// Example graph represented as edges.edges := []Edge{{0, 1, 4},{0, 7, 8},{1, 2, 8},{1, 7, 11},{2, 3, 7},{2, 8, 

天工：

证明算法的正确性

要证明Borden教授提出的分治算法能正确计算出一棵最小生成树(MST)，我们可以通过以下几个步骤进行分析：

1. 子图的MST：由算法的定义，我们知道$G_1=(V_1,E_1)$和$G_2=(V_2,E_2)$各自求出的MST是正确的。这是因为MST的性质之一是，任何连通图的MST的子图也必须是该子图的MST。

2. 切割边的最小权重：算法选择横跨切割$V_1$和$V_2$的最小权重边来连接两棵子MST。这是关键的一步，确保了最终生成的树是MST。如果存在更轻的边可以连接两部分，那么它必然会在原图的MST中，否则原图的MST就不是最小的。

3. MST的唯一性：在某些情况下，MST可能不是唯一的，但算法生成的树至少是一个MST。这是因为算法确保了每个子图的MST选择和连接边的选择都是基于最小权重原则。

证明的逻辑步骤

1. 假设原图$G$的MST为$T$。

2. 将$V$分为$V_1$和$V_2$。

3. 递归求解$G_1$和$G_2$的MST，记为$T_1$和$T_2$。

4. 选择连接$V_1$和$V_2$的最小权重边$e$。

5. 构造最终的树 T f = T 1 ∪ T 2 ∪ { e } T_f = T_1 \cup T_2 \cup \{e\} Tf​=T1​∪T2​∪{e}。

6. 证明$T_f$的权重小于等于$T$的权重：

   • 由于$T_1$和$T_2$分别是在$G_1$和$G_2$中求得的MST，它们的权重小于等于$T$中$V_1$和$V_2$部分的权重。
   • $e$是连接两部分的最小权重边，如果$T$中存在连接$V_1$和$V_2$的边，其权重也必然大于等于$e$的权重。

算法正确性

综上所述，Borden教授提出的算法能正确计算出最小生成树。关键在于正确选择子图的MST和连接边的最小权重原则。

代码示例（Go语言）

尽管证明了算法的正确性，下面提供一个简化的Go语言代码示例来展示如何实现该算法的逻辑部分，但请注意，完整的实现需要包括图的表示、递归调用和边的比较等细节，此处仅提供核心逻辑的示例。

package mainimport "fmt"
import "sort"// 假设图的表示为邻接列表
type Edge struct {u, v intw    int // weight
}// 用于排序边
type ByWeight []Edgefunc (a ByWeight) Len() int           { return len(a) }
func (a ByWeight) Swap(i, j int)      { a[i], a[j] = a[j], a[i] }
func (a ByWeight) Less(i, j int) bool { return a[i].w < a[j].w }// 简化版本的分治MST算法
func divideAndConquerMST(edges []Edge, n int) []Edge {sort.Sort(ByWeight(edges))// 递归基if n <= 1 {return []Edge{}}// 假设已经将V分为V1和V2// 这里仅展示如何选择最小权重的跨切割边// 实际上需要递归地处理G1和G2的MSTminCutEdge := edges[0]// 假设minCutEdge是连接V1和V2的最小权重边return append(divideAndConquerMST(edges, n/2), minCutEdge, divideAndConquerMST(edges, n-n/2)...)
}func main() {edges := []Edge{{0, 1, 2}, {1, 2, 3}, {2, 3, 1}, {1, 3, 4}}n := 4 // 假设有4个顶点fmt.Println(divideAndConquerMST(edges, n))
}

请注意，上述代码是一个高度简化的示例，仅用于展示递归调用和选择最小权重边的基本逻辑，并不完整。完整实现需要包括图的表示、递归调用的正确实现以及处理子图的具体逻辑。

chatgpt：

这个分治算法的描述有点类似于 Borůvka 算法，但是在初始选择最小权重边时与 Borůvka 算法不同。让我们来证明这个算法的正确性。

首先，证明这个算法可以正确地将原图 $G$ 的最小生成树问题分解为两个子图 $G_1$ 和 $G_2$ 的最小生成树问题。接着证明选择横跨切割 $V_1$ 和 $V_2$ 的最小权重边来连接 $G_1$ 和 $G_2$ 的最小生成树可以得到原图的最小生成树。

定理：上述算法可以正确计算出一棵最小生成树。

证明：假设原图 $G$ 中存在一棵最小生成树 $T$，而算法得到的最小生成树为 $T^{\prime }$。我们要证明 $T$ 和 $T^{\prime }$ 等价。

1. 在算法的递归过程中，如果 $G_1$ 和 $G_2$ 都选择了正确的最小生成树 $T_1$ 和 $T_2$，那么由定义可知 $T$ 必符合条件，因为 $T$ 是将 $T_1$ 和 $T_2$ 连接的一条边；
2. 通过归纳证明，可以证明最后的 $T^{\prime }$ 是 $T$ 的一个子图，且权重和 $T$ 相同；
3. 根据生成树的性质，$T^{\prime }$ 也是 $G$ 的最小生成树。

因此，该算法是正确的。

以下是使用Go语言编写该算法的样例代码：

package mainimport "fmt"type Edge struct {Start intEnd   intWeight int
}type Graph struct {Vertices []*VertexEdges    []*Edge
}type Vertex struct {ID int
}func main() {// 这里填写你的算法实现代码fmt.Println("该算法的Go语言实现")
}

在这个框架内，你可以根据算法描述填入相应的代码逻辑来实现该分治算法计算最小生成树。

kimi：

Borden教授提出的算法是基于分治策略的，其基本思想是将原问题分解为更小的子问题，递归解决这些子问题，然后再将子问题的解合并以得到原问题的解。对于最小生成树问题，这种策略是有效的，因为最小生成树的性质允许我们这样做。

要证明这个算法的正确性，我们可以利用归纳法：

1. 基础情况：如果图$G$只有一个顶点或没有边，那么最小生成树就是空的，算法可以直接返回这个空树。

2. 归纳步骤：假设对于任何小于$n$个顶点的图，算法都能正确地找到最小生成树。现在考虑一个有$n$个顶点的图$G=(V,E)$。

   • 将顶点集$V$划分为两个子集$V_1$和$V_2$，使得$|V_1|$和$|V_2|$的差最多为1。这样的划分总是存在的，例如，可以选择一个顶点放入$V_1$，其余顶点放入$V_2$。

   • 对于子集$V_1$和$V_2$，递归地找到它们的最小生成树$T_1$和$T_2$。根据归纳假设，这两个子树都是正确的。

   • 在$E$中找到横跨$V_1$和$V_2$的最小权重边$e$。由于$T_1$和$T_2$是$V_1$和$V_2$的最小生成树，所以它们包含了所有连接$V_1$和$V_2$的边中权重最小的边。将边$e$添加到$T_1$和$T_2$中，我们得到了一个包含所有顶点的树，它覆盖了原图$G$的所有顶点，并且边的总权重是最小的。

   • 因此，这个树是$G$的最小生成树。

这个证明说明了算法的正确性，因为它遵循了最小生成树的性质，即最小生成树包含了图中所有顶点，并且边的总权重最小。

至于反例，由于这个算法是基于最小生成树的性质设计的，如果没有遵循这些性质，就不可能构造出一个反例。因此，我们可以得出结论，Borden教授的算法是正确的。

下面是用Go语言实现这个算法的示例代码：

package mainimport ("fmt"
)// 边结构体
type Edge struct {Weight intV1     intV2     int
}// 图结构体
type Graph struct {Edges  []*EdgeVertex int
}// 寻找横跨两个顶点集合的最小权重边
func (g *Graph) findMinEdge(V1, V2 []int) *Edge {minEdge := &Edge{Weight: 1 << 31}for _, e := range g.Edges {if contains(V1, e.V1) && contains(V2, e.V2) || (contains(V1, e.V2) && contains(V2, e.V1)) {if e.Weight < minEdge.Weight {minEdge = e}}}return minEdge
}// 检查一个顶点是否在切片中
func contains(slice []int, value int) bool {for _, item := range slice {if item == value {return true}}return false
}// 递归构建最小生成树
func (g *Graph) KruskalMST() []int {// 排序所有边sortEdges(g.Edges)// 初始化最小生成树mst := make([]int, 0, g.Vertex)// 用于跟踪顶点是否已经在MST中inMST := make([]bool, g.Vertex)// 边的索引edgeIndex := 0for len(mst) < g.Vertex-1 {e := g.Edges[edgeIndex]edgeIndex++v1InMST := inMST[e.V1]v2InMST := inMST[e.V2]// 如果两个顶点都在MST中，或者都不在MST中，则跳过if v1InMST == v2InMST {continue}// 将边添加到MST中mst = append(mst, e.Weight)// 更新inMSTinMST[e.V1] = trueinMST[e.V2] = true}return mst
}// 排序边
func sortEdges(edges []*Edge) {for i := 0; i < len(edges); i++ {for j := i + 1; j < len(edges); j++ {if edges[i].Weight > edges[j].Weight {edges[i], edges[j] = edges[j], edges[i]}}}
}func main() {// 示例图g := &Graph{Edges: []*Edge{{Weight: 10, V1: 0, V2: 1},{Weight: 15, V1: 0, V2: 2},{Weight: 10, V1: 1, V2: 2},{Weight: 5, V1: 1, V2: 3},{Weight: 15, V1: 2, V2: 3},{Weight: 3, V1: 0, V2: 3},},Vertex: 4,}mst := g.KruskalMST()fmt.Println("最小生成树的边权重:", mst)
}

这段代码实现了Kruskal算法，它是一种贪心算法，用于构建最小生成树。请注意，这段代码并没有完全实现Borden教授的算法，因为它没有进行顶点集合的划分。实现这样的划分需要更复杂的逻辑，包括可能的平衡划分和递归处理。上面的代码是一个简化的版本，用于展示如何在Go语言中实现最小生成树算法。

混元：

这个算法实际上是Kruskal算法的一个变种，它使用了分治的思想。Kruskal算法本身是正确的，但是这个分治版本的描述缺少了一个关键步骤：在合并两个子图的最小生成树时，需要确保不会形成环。这意味着在选择横跨$V_1$和$V_2$的边时，我们需要检查这条边是否会与已经选择的边形成环。

如果我们不进行这个检查，算法可能会失败。例如，考虑以下情况：

  A---1---B/       / \
5       1   2\     /     \D---3---C---4---E

如果我们按照算法描述进行划分，比如将顶点集划分为{A, B}和{C, D, E}，我们会得到两个子图的最小生成树分别是{A-1-B}和{C-2-E, D-3-C}。然后我们选择边B-C来连接这两个子图，得到了一棵树{A-1-B-C-2-E, D-3-C}，其总权重为1+1+2+3=7。然而，最小生成树应该是{A-5-D-3-C-4-E, B-1-C}，其总权重为5+3+4+1=13。

为了修正这个问题，我们需要在合并时使用并查集（Union-Find）数据结构来确保不会选择形成环的边。下面是用Go语言实现的算法：

package mainimport ("fmt""sort"
)type Edge struct {Src, Dst, Weight int
}type Subset struct {Parent, Rank int
}func Find(subsets []Subset, i int) int {if subsets[i].Parent != i {subsets[i].Parent = Find(subsets, subsets[i].Parent)}return subsets[i].Next
}func Union(subsets []Subset, x, y int) {rootX := Find(subsets, x)rootY := Find(subsets, y)if subsets[rootX].Rank < subsets[rootY].Rank {subsets[rootX].Parent = rootY} else if subsets[rootX].Rank > subsets[rootY].Rank {subsets[rootY].Parent = rootY} else {subsets[rootY].Parent = rootXsubsets[rootX].Rank++}
}func KruskalMST(graph [][]Edge) []Edge {V := len(graph)result := make([]Edge, 0, V-1)subsets := make([]Subset, V)for v := 0; v < V; v++ {subsets[v] = Subset{v, 0}}var edges []Edgefor _, g := range graph {edges = append(edges, g...)}sort.Slice(edges, func(i, j int) bool {return edges[i].Weight < edges[j].Weight})for _, edge := range edges {x := Find(subsets, edge.Src)y := Find(subsets, edge.Dst)if x != y {result = append(result, edge)Union(subsets, x, y)}}return result
}func main() {graph := [][]Edge{{{0, 1, 1}, {0, 3, 5}},{{1, 0, 1}, {1, 2, 1}, {1, 3, 3}},{{2, 1, 1}, {2, 3, 3}, {2, 4, 2}, {2, 5, 4}},{{3, 0, 5}, {3, 1, 3}, {3, 2, 3}},{{4, 2, 2}, {4, 5, 4}},{{5, 2, 4}, {5, 4, 4}},}mst := KruskalMST(graph)totalWeight := 0for _, edge := range mst {totalWeight += edge.Weightfmt.Printf("%d - %d: %d\n", edge.Src, edge.Dst, edge.Weight)}fmt.Printf("Total Weight: %d\n", totalWeight)
}

这段代码实现了Kruskal算法，并使用了并查集来避免形成环。这样，算法就能正确地计算出一棵最小生成树。注意，这个实现并没有使用分治策略，因为Kruskal算法本身就是一个贪心算法，它不需要递归地将图分成两部分。如果需要使用分治策略，可以在递归函数中实现类似的逻辑，并在合并时使用并查集来避免环的形成。