Изменения

* Пускай мы выбрали для посещения вершину <tex>u \ne s</tex>. Докажем, что в этот момент <tex>d(u) = \rho(s, u)</tex>. Для начала отметим, что для любой вершины <tex>v</tex>, всегда выполняется <tex>d(v) \ge \rho(s, v)</tex> (алгоритм не может найти путь короче, чем кратчайший из всех существующих). Пусть <tex>P</tex> — кратчайший путь из <tex>s</tex> в <tex>u</tex>, <tex>v</tex> — первая непосещённая вершина на <tex>P</tex>, <tex>z</tex> — предшествующая ей (следовательно, посещённая). Поскольку путь <tex>P</tex> кратчайший, его часть, ведущая из <tex>s</tex> через <tex>z</tex> в <tex>v</tex>, тоже кратчайшая, следовательно <tex>\rho(s, v) = \rho(s, z) + w(zv)</tex>. По предположению индукции, в момент посещения вершины <tex>z</tex> выполнялось <tex>d(z) = \rho(s, z)</tex>, следовательно, вершина <tex>v</tex> тогда получила метку не больше чем <tex>d(z) + w(zv) = \rho(s, z) + w(zv) = \rho(s, v)</tex> (если существует <tex>k</tex>, такое что <tex>\rho(s, k) + w(kv) < \rho(s, z) + w(zv)</tex> то <tex>z</tex> не принадлежит <tex>P</tex>). Следовательно, <tex>d(v) = \rho(s, v)</tex>. С другой стороны, поскольку сейчас мы выбрали вершину <tex>u</tex>, её метка минимальна среди непосещённых, то есть <tex>d(u) \le d(v) = \rho(s, u) \le \rho(s, v)</tex>. Комбинируя это с <tex>d(u) \ge \rho(s, u)</tex>, имеем <tex>d(u) = \rho(s, u)</tex>, что и требовалось доказать.

== Оценка сложности ==