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从1984年，Karmarkar[1]提出内点算法以来，内点算法的研究一直是一个热门的课题.随着研究的不断深入，研究者提出了许多不同类型的内点算法.从初始点的选取不同可分为：可行内点算法和不可行内点算法.不可行内点算法的优势是：不要求初始点严格可行，仅要求在非负象限的内部.由于这种类型的点容易获得，故在实际计算中显得尤为重要.
Lustig[2]首次提出了不可行内点算法，随后Masakazu[3]提出了原始-对偶不可行内点算法.这些早期的著作均没有给出不可行内点算法的多项式复杂度，直到Zhang[4]给出了第一个具有多项式复杂度O(n2 L)的不可行算法，然而，这个算法的复杂度较高.为了降低复杂度，众多学者做了大量研究工作[5-10].目前，不可行内点算法的最低复杂度为O(nL)，这一结果仅对窄邻域不可行内点算法成立，并且窄邻域不可行内点算法的一般复杂度为O(n1.5L).对宽邻域而言一般算法的复杂度为O(n2L)，目前最低复杂度为O(n1.5L).
本文将给出一个复杂度为O(n1.5L)的宽邻域不可行内点算法，该算法迭代在Ai[11]等提出的宽邻域内.最后，通过数值试验说明该算法是有效的.
本文中：e表示分量全为1的列向量；‖·‖表示向量的2 -范数.对于向量x，s∈
$ {{\mathbb{R}}^\mathit{n}} $ ，xs∈$ {{\mathbb{R}}^\mathit{n}} $ 表示对应分量的乘，(xs)min表示xs∈$ {{\mathbb{R}}^\mathit{n}} $ 的最小分量；让$ \mathit{\boldsymbol{p}} = {\mathit{\boldsymbol{x}}^{ - \frac{1}{2}}}{\mathit{\boldsymbol{s}}^{\frac{1}{2}}}, \mathit{\boldsymbol{\tilde r}} = {\left( {\mathit{\boldsymbol{xs}}} \right)^{\frac{1}{2}}}\mathit{\boldsymbol{r}} $ ；另外，对于h∈$ {{\mathbb{R}}^\mathit{n}} $ ，我们记：h+＝max{0，h}和h－＝h－h+.
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本文将研究标准形式的原始-对偶线性规划：
其中：A∈
$ {{\mathbb{R}}^{m\times n}} $ ；c，x，s∈$ {{\mathbb{R}}^\mathit{n}} $ ；b，y∈$ {{\mathbb{R}}^\mathit{m}} $ .为获得(P)和(D)的近似解，一般将原始-对偶线性规划转化为扰动系统：
如果(P)和(D)的严格可行集
并且A行满秩，即rank(A)＝m，则(1) 式存在唯一解.原始-对偶内点算法的基本思想是用Newton方法求解(1) 式，逐渐减小μ，并使得迭代点列包含在中心路径的某个邻域内，最终得到满足允许精度的最优解.本文假设F0≠
$ \phi $ 且rank(A)＝m.下面给出求解迭代方向(Δx，Δy，Δs)的方程如下：
其中：
设α表示沿方向(Δx，Δy，Δs)的步长，则新的迭代为：
直接计算，可得下列常用结果：
本文将限制中心路径在宽邻域
$ \mathscr{N} $ (τ，β)内，其中$ \beta \le \frac{1}{2}, \tau \le \frac{1}{4} $ 是邻域参数并且另外，由(5) 式易知：
最后，本文通过下列方法计算最大步长
$ \tilde{\alpha } $ ：
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在前面准备工作的基础上，给出不可行内点算法的一般框架，如下：
初始化：
$ \beta \le \frac{1}{2}, \tau \le \frac{1}{4}, \left( {{\mathit{\boldsymbol{x}}}^{0}}, {{\mathit{\boldsymbol{y}}}^{0}}, {{\mathit{\boldsymbol{s}}}^{0}} \right)\in \mathscr{N}\left( \tau, \beta \right), {{\mu }^{0}}＝\frac{1}{n}{{\left( {{\mathit{\boldsymbol{x}}}^{0}} \right)}^{\rm{T}}}{{\mathit{\boldsymbol{s}}}^{0}} $ .置k：＝0.步骤1 如果(xk)Tsk≤ε(x0)Ts0，终止.
步骤2 通过解方程组(2) 获得方向(Δx，Δy，Δs)，并通过(7) 式计算步长
$ {{\tilde{\alpha }}^{k}} $ .令步骤3 计算
$ {\mu ^{k + 1}} = \frac{1}{n}{\left( {{\mathit{\boldsymbol{x}}^{k + 1}}} \right)^{\rm{T}}}{\mathit{\boldsymbol{s}}^{k + 1}} $ ，并置k：＝k+1，转到步骤1.给出下面关于本文算法的两点说明对分析算法的复杂度至关重要.
注1 若{(xk，yk，sk)}是上述算法产生的迭代序列，则对于k≥0，有
其中
从注1易知：
这蕴含着νk可以控制在点(xk，yk，sk)处的不可行性.
另外，由式(6) 可得：
这能够保证(xk)Tsk小于收敛精度时，不可行也可以小于相同的精度，等价于：当
$ \frac{{{{\left( {{\mathit{\boldsymbol{x}}^k}} \right)}^{\rm{T}}}{\mathit{\boldsymbol{s}}^k}}}{{{{\left( {{\mathit{\boldsymbol{x}}^0}} \right)}^{\rm{T}}}{\mathit{\boldsymbol{s}}^0}}} \le \varepsilon $ 时，必有注2 本文将选取与文献[12]中相同的初始点.
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引理1[11] 若(x，y，s)∈
$ \mathscr{N} $ (τ，β)，则引理2[13] 若(x，y，s)∈
$ \mathscr{N} $ (τ，β)，则其中
由于本文使用了与文献[12]相同的初始点，故使用同样的证明方法可得下面引理.
引理3[12] 若
$ \left( {\mathit{\boldsymbol{x}}, \mathit{\boldsymbol{y}}, \mathit{\boldsymbol{s}}} \right) \in \mathscr{N}\left( {\tau, \beta } \right), \mathit{\boldsymbol{p}} = {\left( {{\mathit{\boldsymbol{x}}^{ - 1}}\mathit{\boldsymbol{s}}} \right)^{\frac{1}{2}}} $ ，则引理4 若
$ \left( {\mathit{\boldsymbol{x}}, \mathit{\boldsymbol{y}}, \mathit{\boldsymbol{s}}} \right) \in \mathscr{N}\left( {\tau, \beta } \right), \mathit{\boldsymbol{p}} = {\left( {{\mathit{\boldsymbol{x}}^{ - 1}}\mathit{\boldsymbol{s}}} \right)^{\frac{1}{2}}} $ ，则证 在方程(2) 的第三个等式两边同时乘以
$ {\left( {\mathit{\boldsymbol{xs}}} \right)^{ - \frac{1}{2}}} $ ，可得：进一步，可得：
其中第二个不等式使用了引理2.
另外，使用引理1和引理4容易获得下面的引理.
引理5 若(x，y，s)∈
$ \mathscr{N} $ (τ，β)，则μ(α)在区间[0, 1]上是单调递减的.证 对(4) 式两边关于α求导可得：
这蕴含着μ(α)在区间[0, 1]上是单调递减的.
引理6 若(x，y，s)∈
$ \mathscr{N} $ (τ，β)，则其中
证 使用(4) 式及引理3，可得：
另外，使用(4) 式及引理1、引理3可得：
证毕.
下面，将寻找满足条件(6) 的αf的下界.
引理7 若(x，y，s)∈
$ \mathscr{N} $ (τ，β)满足条件(6)，则证 要证明该引理，只需要证明在区间
$ \left[{0, {{\tilde \alpha }^0}} \right] $ 上，x(α)Ts(α)≥(1－α)xTs成立.为此，首先证明其中最后一个不等式使用了引理3.
使用上面的不等式，可得：
证毕.
为了找到最大迭代步长
$ \tilde \alpha $ 的下界，首先需要给出下列引理.引理8[13] 若(x，y，s)∈
$ \mathscr{N} $ (τ，β)，则：如果
$ \alpha \ge \frac{1}{{\sqrt n }} $ ，则如果
$ \alpha ＜ \frac{1}{{\sqrt n }} $ ，则引理9 若(x，y，s)∈
$ \mathscr{N} $ (τ，β)，$ {\tilde \alpha } $ 满足条件(7)，则$ \tilde \alpha \ge {\tilde \alpha ^0} $ .证 为了证明
$ \left\| {\;{{\left( {\tau \mu \left( \alpha \right)\mathit{\boldsymbol{e}} - \mathit{\boldsymbol{x}}\left( \alpha \right)\mathit{\boldsymbol{s}}\left( \alpha \right)} \right)}^ + }\;} \right\|\; \le \beta \tau \mu \left( \alpha \right) $ ，首先，需要对不等式的左边进行放大，可得：其中第一个不等式使用了文献[11]的注解3.1，第二、第三个不等式分别使用了引理8、引理3.
构造一个函数f(α)，将该引理的证明转化为证明f(α)≤0即可，其中
使用引理6以及
$ \beta \le \frac{1}{2}, \tau \le \frac{1}{4}, \omega \ge 6 $ ，可得：引理证毕.
下面给出算法的多项式复杂度.
定理1 让
$ \left( {{\mathit{\boldsymbol{x}}^0}, {\mathit{\boldsymbol{y}}^0}, {\mathit{\boldsymbol{s}}^0}} \right) \in {\mathscr{N}}\left( {\tau, \beta } \right), \tau \le \frac{1}{4}, \beta \le \frac{1}{2} $ ，则本文的算法至多需要O(n1.5L)次迭代停止，其中证 由算法的终止条件步骤1及引理6，可得：
其中第三个不等式使用了引理5，
又由于nμ0＝(x0)Ts0，log(1-α)≤－α，容易证明
另外，当
$ k \ge \frac{{{n^{1.5}}}}{\eta }\log \left( {\frac{{{{\left( {{\mathit{\boldsymbol{x}}^0}} \right)}^{\rm{T}}}{\mathit{\boldsymbol{s}}^0}}}{\varepsilon }} \right) $ 时，使用(8) 式可得：所以，算法至多需要O(n1.5L)次迭代停止.
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用本文算法(算法1) 和文献[6](算法2) 对文献[14]中给出的线性规划进行测试.用MATLAB R2011b编程并在Intel Core i3 PC (3.00GHz)，2GB内存下运行.最终的测试结果见表 1.从表 1中容易发现：本文提出的算法在迭代次数和时间上均要优于文献[6]中提出的算法，尤其是对于大规模问题，这种优势更明显.