Двойная линейная программа - Википедия - Dual linear program

В двойной данного линейная программа (LP) - это еще один LP, производный от оригинала ( первобытный) LP следующим схематическим образом:

Каждая переменная в первичном LP становится ограничением в двойном LP;
Каждое ограничение в первичном LP становится переменной в двойном LP;
Направление цели обратное - максимум в первичном становится минимумом в дуальном и наоборот.

В слабая двойственность Теорема утверждает, что объективное значение двойственной ЛП при любом допустимом решении всегда является границей цели прямой ЛП для любого допустимого решения (верхней или нижней границы, в зависимости от того, является ли это проблемой максимизации или минимизации). Фактически, это ограничивающее свойство выполняется для оптимальных значений двойственных и прямых ЛП.

В сильная двойственность Теорема утверждает, что, кроме того, если прямое имеет оптимальное решение, то двойственное тоже имеет оптимальное решение, и два оптимума равны.^[1]

Эти теоремы принадлежат к более широкому классу теоремы двойственности в оптимизации. Теорема сильной двойственности - один из случаев, когда разрыв дуальности (разрыв между оптимумом первичного и оптимумом дуального) равен 0.

Построение двойного LP

Учитывая первичный LP, следующий алгоритм может быть использован для построения его двойственного LP.^[1]^:85 Первичный LP определяется:

Набор п переменные: ${ displaystyle x_ {1}, ldots, x_ {n}}$ .
Для каждой переменной ${ displaystyle x_ {i}}$ , а знак ограничения - должно быть либо неотрицательное ( ${ displaystyle x_ {i} geq 0}$ ) или неположительный ( ${ displaystyle x_ {i} leq 0}$ ) или без ограничений ( ${ displaystyle x_ {i} in mathbb {R}}$ ).
Целевая функция: ${ displaystyle { text {maximize}} ~~~ c_ {1} x_ {1} + cdots + c_ {n} x_ {n}}$
Список м ограничения. Каждое ограничение j является: ${ displaystyle a_ {j1} x_ {1} + cdots + a_ {jn} x_ {n} lesseqqgtr b_ {j}}$ где символ перед ${ displaystyle b_ {j}}$ может быть ${ displaystyle geq}$ или же ${ displaystyle leq}$ или же ${ displaystyle =}$ .

Двойственная ЛП строится следующим образом.

Каждое основное ограничение становится двойной переменной. Так что есть м переменные: ${ displaystyle y_ {1}, ldots, y_ {m}}$ .
Знаковое ограничение каждой дуальной переменной «противоположно» знаку его основного ограничения. Так " ${ displaystyle geq b_ {j}}$ "становится ${ displaystyle y_ {j} leq 0}$ и " ${ displaystyle leq b_ {j}}$ "становится ${ displaystyle y_ {j} geq 0}$ и " ${ displaystyle = b_ {j}}$ "становится ${ displaystyle y_ {j} in mathbb {R}}$ .
Двойная целевая функция: ${ displaystyle { text {minim}} ~~~ b_ {1} y_ {1} + cdots + b_ {m} y_ {m}}$
Каждая основная переменная становится двойным ограничением. Так что есть п ограничения. Коэффициент двойственной переменной в двойном ограничении - это коэффициент его первичной переменной в первичном ограничении. Итак, каждое ограничение я является: ${ displaystyle a_ {1i} y_ {1} + cdots + a_ {mi} y_ {m} lesseqqgtr c_ {i}}$ , где символ перед ${ displaystyle c_ {i}}$ похоже на ограничение на переменную я в первичном LP. Так ${ displaystyle x_ {i} leq 0}$ становится " ${ displaystyle leq c_ {i}}$ " и ${ displaystyle x_ {i} geq 0}$ становится " ${ displaystyle geq c_ {i}}$ " и ${ displaystyle x_ {i} in mathbb {R}}$ становится " ${ displaystyle = c_ {i}}$ ".

Из этого алгоритма легко видеть, что двойственное к двойственному - прямое.

Векторные составы

Если все ограничения имеют один и тот же знак, можно представить приведенный выше рецепт в более короткой форме, используя матрицы и векторы. В следующей таблице показано соотношение между различными видами первичных и двойственных.

Первобытный	Двойной	Примечание
Максимизировать c^ТИкс при условии АИкс ≤ б, Икс ≥ 0	Свести к минимуму б^Ту при условии А^Ту ≥ c, у ≥ 0	Это называется «симметричной» двойственной задачей.
Максимизировать c^ТИкс при условии АИкс ≤ б	Свести к минимуму б^Ту при условии А^Ту = c, у ≥ 0	Это называется «асимметричной» двойной задачей.
Максимизировать c^ТИкс при условии АИкс = б, Икс ≥ 0	Свести к минимуму б^Ту при условии А^Ту ≥ c

Теоремы двойственности

Ниже предположим, что основной LP - это «максимизировать c^ТИкс при условии [ограничений] ", а двойная LP -" минимизировать б^Ту при условии [ограничений] ".

Слабая двойственность

В теорема слабой двойственности говорит, что для каждого возможного решения Икс первичного и каждого возможного решения у двойного: c^ТИкс ≤ б^Ту. Другими словами, объективная ценность в каждом возможном решении дуального - это верхняя граница объективной ценности первичного, а объективная ценность в каждом возможном решении первичного - нижняя граница объективной ценности двойственного. Из этого следует:

Максимум_Икс c^ТИкс ≤ мин_у б^Ту

В частности, если прямое не ограничено (сверху), то двойственное не имеет допустимого решения, а если двойственное неограничено (снизу), то прямое не имеет допустимого решения.

Теорема слабой двойственности относительно проста. Предположим, что основной LP - это «Развернуть c^ТИкс при условии АИкс ≤ б, Икс ≥ 0 ". Предположим, мы создаем линейную комбинацию ограничений с положительными коэффициентами, такую, что коэффициенты Икс в ограничениях не менее c^Т. Эта линейная комбинация дает нам верхнюю границу цели. Переменные у двойственной ЛП являются коэффициентами этой линейной комбинации. Двойственный LP пытается найти такие коэффициенты, которые минимизируют результирующую верхнюю границу. Это дает LP "Свернуть б^Ту при условии А^Ту ≥ c, у ≥ 0".^[1]^:81–83 См. Крошечный пример ниже.

Сильная двойственность

В сильная теорема двойственности говорит, что если одна из двух проблем имеет оптимальное решение, то же самое и другая, и что границы, данные слабой теоремой двойственности, являются точными, то есть:

Максимум_Икс c^ТИкс = мин_у б^Ту

Сильную теорему двойственности доказать сложнее; в доказательствах обычно используется слабая теорема двойственности как подпрограмма.

Одно доказательство использует симплексный алгоритм и полагается на доказательство того, что с подходящим правилом поворота оно обеспечивает правильное решение. Доказательство устанавливает, что после того, как симплекс-алгоритм завершает работу с решением прямой LP, можно читать из окончательной таблицы решение двойственной LP. Итак, запустив симплекс-алгоритм, мы получаем решения как для прямого, так и для двойственного решения одновременно.^[1]^:87–89

Другое доказательство использует Лемма Фаркаша.^[1]^:94

Теоретические выводы

1. Из теоремы слабой двойственности следует, что нахождение Один возможное решение так же сложно, как найти оптимальный возможное решение. Предположим, у нас есть оракул, который по LP находит произвольное допустимое решение (если оно существует). Учитывая LP "Максимизировать c^ТИкс при условии АИкс ≤ б, Икс ≥ 0 ", мы можем построить другую ЛП, объединив эту ЛП с двойственной ей. Комбинированная ЛП имеет оба Икс и у как переменные:

Максимизировать 1

при условии АИкс ≤ б, А^Ту ≥ c, c^ТИкс ≥ б^Ту, Икс ≥ 0, у ≥ 0

Если у комбинированной ЛП есть допустимое решение (Икс,у), то по слабой двойственности c^ТИкс = б^Ту. Так Икс должно быть максимальным решением прямой ЛП и у должно быть минимальным решением двойственной ЛП. Если комбинированный LP не имеет допустимого решения, то и первичный LP также не имеет допустимого решения.

2. Сильная теорема двойственности дает «хорошую характеристику» оптимального значения LP, поскольку позволяет легко доказать, что некоторое значение т является оптимумом для некоторых LP. Доказательство проводится в два этапа:^[2]^:260–261

Покажите возможное решение первичного LP со значением т; это доказывает, что оптимум не менее т.
Покажите возможное решение двойного LP со значением т; это доказывает, что оптимум не более т.

Примеры

Крошечный пример

Рассмотрим первичный LP с двумя переменными и одним ограничением:

{ displaystyle { begin {align} { text {maximize}} & 3x_ {1} + 4x_ {2} { text {subject to}} & 5x_ {1} + 6x_ {2} = 7 & x_ { 1} geq 0, x_ {2} geq 0 конец {выровнено}}}

Применение приведенного выше рецепта дает следующий двойной LP с одной переменной и двумя ограничениями:

{ displaystyle { begin {align} { text {minim}} & 7y_ {1} { text {subject to}} & 5y_ {1} geq 3 & 6y_ {1} geq 4 & y_ { 1} in mathbb {R} end {выровненный}}}

Легко видеть, что максимум первичной ЛП достигается, когда Икс₁ минимизируется до своей нижней границы (0) и Икс₂ максимизируется до верхней границы при ограничении (7/6). Максимум 4 · 7/6 = 14/3.

Аналогично минимум двойственной ЛП достигается, когда у₁ минимизируется до своей нижней границы при ограничениях: первое ограничение дает нижнюю границу 3/5, а второе ограничение дает более строгую нижнюю границу 4/6, так что фактическая нижняя граница равна 4/6, а минимум - 7 · 4/6 = 14/3.

В соответствии с сильной теоремой двойственности максимум прямого равен минимуму двойственного.

Мы используем этот пример для иллюстрации доказательства слабой теоремы двойственности. Предположим, что в первичном LP мы хотим получить верхнюю границу целевой ${ displaystyle 3x_ {1} + 4x_ {2}}$ . Мы можем использовать ограничение, умноженное на некоторый коэффициент, например ${ displaystyle y_ {1}}$ . Для любого ${ displaystyle y_ {1}}$ мы получили: ${ displaystyle y_ {1} cdot (5x_ {1} + 6x_ {2}) = 7y_ {1}}$ . Сейчас если ${ displaystyle y_ {1} cdot 5x_ {1} geq 3x_ {1}}$ и ${ displaystyle y_ {1} cdot 6x_ {2} geq 4x_ {2}}$ , тогда ${ displaystyle y_ {1} cdot (5x_ {1} + 6x_ {2}) geq 3x_ {1} + 4x_ {2}}$ , так ${ displaystyle 7y_ {1} geq 3x_ {1} + 4x_ {2}}$ . Следовательно, цель двойственной LP - это верхняя граница цели первичной LP.

Пример фермера

Рассмотрим фермера, который может выращивать пшеницу и ячмень с установленными условиями L земельные участки, F удобрения и п пестицид.Чтобы вырастить одну единицу пшеницы, одну единицу земли, ${ displaystyle F_ {1}}$ единиц удобрений и ${ displaystyle P_ {1}}$ должны использоваться единицы пестицида. Точно так же, чтобы вырастить одну единицу ячменя, одну единицу земли, ${ displaystyle F_ {2}}$ единиц удобрений и ${ displaystyle P_ {2}}$ должны использоваться единицы пестицида.

Основная проблема заключается в том, что фермер решает, сколько пшеницы ( ${ displaystyle x_ {1}}$ ) и ячмень ( ${ displaystyle x_ {2}}$ ) расти, если их цена продажи ${ displaystyle S_ {1}}$ и ${ displaystyle S_ {2}}$ на единицу.

Максимизировать: ${ Displaystyle S_ {1} cdot x_ {1} + S_ {2} cdot x_ {2}}$		(максимизировать прибыль от производства пшеницы и ячменя)
при условии:	${ Displaystyle x_ {1} + x_ {2} leq L}$	(нельзя использовать больше земли, чем доступно)
	${ Displaystyle F_ {1} cdot x_ {1} + F_ {2} cdot x_ {2} leq F}$	(нельзя использовать больше удобрений, чем доступно)
	${ Displaystyle P_ {1} cdot x_ {1} + P_ {2} cdot x_ {2} leq P}$	(нельзя использовать больше пестицидов, чем доступно)
	${ Displaystyle х_ {1}, х_ {2} geq 0}$	(не может расти отрицательные суммы).

Для двойной задачи предположим, что у Удельные цены на каждое из этих средств производства (вводимые ресурсы) устанавливаются плановым советом. Задача планового совета - свести к минимуму общие затраты на закупку заданного количества ресурсов, в то же время предоставляя фермеру минимальную цену за единицу каждой его культуры (продукции). S₁ для пшеницы и S₂ для ячменя. Это соответствует следующему LP:

Свести к минимуму: ${ Displaystyle L cdot y_ {L} + F cdot y_ {F} + P cdot y_ {P}}$		(минимизировать общую стоимость средств производства как «целевую функцию»)
при условии:	${ Displaystyle y_ {L} + F_ {1} cdot y_ {F} + P_ {1} cdot y_ {P} geq S_ {1}}$	(фермер должен получить не менее S₁ для его пшеницы)
	${ Displaystyle y_ {L} + F_ {2} cdot y_ {F} + P_ {2} cdot y_ {P} geq S_ {2}}$	(фермер должен получить не менее S₂ для его ячменя)
	${ displaystyle y_ {L}, y_ {F}, y_ {P} geq 0}$	(цены не могут быть отрицательными).

В матричной форме это становится:

Свести к минимуму:

{ displaystyle { begin {bmatrix} L & F & P end {bmatrix}} { begin {bmatrix} y_ {L} y_ {F} y_ {P} end {bmatrix}}}

при условии:

{ displaystyle { begin {bmatrix} 1 & F_ {1} & P_ {1} 1 & F_ {2} & P_ {2} end {bmatrix}} { begin {bmatrix} y_ {L} y_ {F} y_ {P} end {bmatrix}} geq { begin {bmatrix} S_ {1} S_ {2} end {bmatrix}}, , { begin {bmatrix} y_ {L} y_ {F} y_ {P} end {bmatrix}} geq 0.}

Основная проблема связана с физическими величинами. При наличии всех вводимых ресурсов в ограниченных количествах и при условии, что цены за единицу всех выпусков известны, какое количество выпусков производить, чтобы максимизировать общий доход? Двойная проблема связана с экономическими ценностями. При минимальных гарантиях для всех цен на единицу продукции и при условии, что доступное количество всех вводимых ресурсов известно, какую схему ценообразования на единицу затрат установить, чтобы минимизировать общие расходы?

Каждой переменной в первичном пространстве соответствует неравенство, которому необходимо удовлетворять в двойном пространстве, оба индексируются по типу вывода. Каждому неравенству, удовлетворяющему в первичном пространстве, соответствует переменная в двойственном пространстве, оба индексированные по типу ввода.

Коэффициенты, которые ограничивают неравенства в первичном пространстве, используются для вычисления цели в двойном пространстве, входных величин в этом примере. Коэффициенты, используемые для вычисления цели в первичном пространстве, ограничивают неравенства в двойном пространстве, то есть цены за единицу продукции в этом примере.

И основная, и двойная задачи используют одну и ту же матрицу. В первичном пространстве эта матрица выражает потребление физических количеств входов, необходимых для производства заданного количества выходов. В двойном пространстве он выражает создание экономических ценностей, связанных с выходом из установленных цен за единицу затрат.

Поскольку каждое неравенство может быть заменено равенством и переменной резерва, это означает, что каждая первичная переменная соответствует двойной переменной резерва, а каждая двойная переменная соответствует первичной переменной резерва. Это отношение позволяет говорить о дополнительной расслабленности.

Невыполнимая программа

LP также может быть неограниченным или недопустимым. Теория двойственности говорит нам, что:

Если прямое не ограничено, то двойственное невозможно;
Если двойственное неограничено, то прямое недопустимо.

Однако, как двойственное, так и прямое могут быть недопустимыми. Вот пример:

Максимизировать: ${ displaystyle 2x_ {1} -x_ {2}}$
При условии:	${ displaystyle x_ {1} -x_ {2} leq 1}$
	${ displaystyle -x_ {1} + x_ {2} leq -2}$
	${ displaystyle x_ {1}, x_ {2} geq 0.}$

Приложения

Теорема о максимальном потоке и минимальном разрезе является частным случаем сильной теоремы двойственности: максимизация потока - это прямая ЛП, а минимизация сечения - двойственная ЛП. Видеть Теорема о максимальном расходе и минимальном разрезе # Формулировка линейной программы.

Другие теоремы, связанные с графами, могут быть доказаны с помощью сильной теоремы двойственности, в частности, Теорема Кенига.^[3]

В Теорема о минимаксе для игр с нулевой суммой можно доказать, используя теорему сильной двойственности.^[1]^{:подраздел.8.1}

Альтернативный алгоритм

Иногда может оказаться более интуитивно понятным получить двойную программу, не глядя на матрицу программ. Рассмотрим следующую линейную программу:

Свести к минимуму	${ displaystyle sum _ {я = 1} ^ {m} c_ {i} x_ {i} + sum _ {j = 1} ^ {n} d_ {j} t_ {j}}$
при условии	${ displaystyle sum _ {i = 1} ^ {m} a_ {ij} x_ {i} + e_ {j} t_ {j} geq g_ {j},}$	${ Displaystyle 1 Leq J Leq N}$
	${ displaystyle f_ {i} x_ {i} + sum _ {j = 1} ^ {n} b_ {ij} t_ {j} geq h_ {i},}$	${ Displaystyle 1 Leq я Leq м}$
	${ Displaystyle х_ {я} geq 0, , t_ {j} geq 0,}$	${ Displaystyle 1 Leq я Leq м, 1 Leq J Leq п}$

У нас есть м + п условия и все переменные неотрицательны. Мы определим м + п двойные переменные: у_j и s_я. Мы получили:

Свести к минимуму	${ displaystyle sum _ {я = 1} ^ {m} c_ {i} x_ {i} + sum _ {j = 1} ^ {n} d_ {j} t_ {j}}$
при условии	${ displaystyle sum _ {i = 1} ^ {m} a_ {ij} x_ {i} cdot y_ {j} + e_ {j} t_ {j} cdot y_ {j} geq g_ {j} cdot y_ {j},}$	${ Displaystyle 1 Leq J Leq N}$
	${ displaystyle f_ {i} x_ {i} cdot s_ {i} + sum _ {j = 1} ^ {n} b_ {ij} t_ {j} cdot s_ {i} geq h_ {i} cdot s_ {i},}$	${ Displaystyle 1 Leq я Leq м}$
	${ Displaystyle х_ {я} geq 0, , t_ {j} geq 0,}$	${ Displaystyle 1 Leq я Leq м, 1 Leq J Leq п}$
	${ displaystyle y_ {j} geq 0, , s_ {i} geq 0,}$	${ Displaystyle 1 Leq J Leq N, 1 Leq я Leq м}$

Поскольку это задача минимизации, мы хотели бы получить двойную программу, которая является нижней границей прямого. Другими словами, мы хотели бы, чтобы сумма всех правых частей ограничений была максимальной при условии, что для каждой первичной переменной сумма ее коэффициенты не превышают его коэффициент в линейной функции. Например, Икс₁ появляется в п +1 ограничение. Если сложить коэффициенты его ограничений, получим а_1,1у₁ + а_1,2у₂ + ... + а_{1, ;; n ;;}у_п + ж₁s₁. Эта сумма должна быть не более c₁. В результате получаем:

Максимизировать	${ displaystyle sum _ {j = 1} ^ {n} g_ {j} y_ {j} + sum _ {i = 1} ^ {m} h_ {i} s_ {i}}$
при условии	${ displaystyle sum _ {j = 1} ^ {n} a_ {ij} y_ {j} + f_ {i} s_ {i} leq c_ {i},}$	${ Displaystyle 1 Leq я Leq м}$
	${ displaystyle e_ {j} y_ {j} + sum _ {i = 1} ^ {m} b_ {ij} s_ {i} leq d_ {j},}$	${ Displaystyle 1 Leq J Leq N}$
	${ displaystyle y_ {j} geq 0, , s_ {i} geq 0,}$	${ Displaystyle 1 Leq J Leq N, 1 Leq я Leq м}$

Обратите внимание, что в наших расчетах мы предполагаем, что программа имеет стандартную форму. Однако любую линейную программу можно преобразовать в стандартную форму, и поэтому это не является ограничивающим фактором.

Реальные интерпретации

Теорема двойственности имеет экономическую интерпретацию. Если мы интерпретируем первичный LP как классическую проблему «распределения ресурсов», его двойственный LP можно интерпретировать как проблему «оценки ресурсов». Смотрите также Цена тени.

Теорема двойственности имеет и физическую интерпретацию.^[1]^:86–87