网络中包含了2个WLAN IBSS(独立基本服务子集),BSS1和BSS2,每个IBSS有五个FTP客户端执行间隔的上传操作，以及一个FTP服务器。WLAN的数据率被配置为2Mbps（频带为2.421--2.443Ghz）因为这些信道彼此重叠，因此两个IBSS相互干扰，尤其当两个网络的距离变小时，干扰尤为突出。
BSS1的节点沿着他们的轨迹移动。当开始和中间时，他们暂停，在仿真的结束之前，他们终止运动。当他们在中间停留2分钟，2个IBSS变成彼此的顶部，他们的节点实际上是位于相同的地理位置。由于BSS1的运动和两个IBSS距离的变化，干扰的影响理应作为距离的函数相应地变化。因为BSS2的工作站离他们的服务器的距离与BSS1工作站离服务器距离相比较远，因此在业务流量中，干扰的影响应该对BSS2较大。而且，较大的数据率（5.5Mbps）也使其发送机由于较低的获取而较差的对抗干扰的能力。
该图清楚表明，在业务流量中对这个客户端的干扰的影响，当两个独立子集离彼此较远，干扰影响较小，切FTP上传大概花费0.3秒。相反，当两个IBSS在彼此顶部，干扰较大，切上传需要花费约1秒钟。当两IBSS间距离在一定范围内，则应用程序得到较大的响应时间（峰值在第五和第九分钟时）。在这个极值范围，干扰已经大到引起误码，但是仍不至于大到让WLAN的MAC感觉到。因此，未察觉到既存的干扰，MAC依然执行传送，而这些数据将由于误码不会目的节点被成功接收，因而导致一次次重传和终端到终端到延迟。当IBSS再靠近，干扰将大到被MAC到接收器作为噪音察觉，因此，将延缓传送，阻止传送失败以及再传送。但是延时与较低干扰时相比仍然较大。
Client 7 of bss2 ftp upload response time
该图表明：当干扰较低时，上传响应时间与BSS2的客户端相比较长，这是因为数据率较低。业务执行在较高干扰时候影响较大，但最大的影响并没有BSS2的高。
client 2 of bss1 ftp upload response time
该图总结了相邻BSS相互的干扰（如不同距离时候，不同数据率时） 和业务执行（延时）的关系。当局域网彼此较近时，延时较久，干扰较大；在一定的距离范围内，延时由于未能察觉到的干扰而达到了顶峰
global ftp upload response time
结论：在WLAN中村正的两个BSS会相互产生干扰，该干扰与两BSS的距离有关，距离越近，干扰越大，对各自的影响不同在于，客户端里服务器远的BSS受到的影响较大，且数据率较大的，对抗干扰能力较差。另外，当干扰不足够MAC发觉时，会引起传送的结果错误，从而重传率增高，延时也增多。
ROAMING(漫游)—表现WLAN中，各节点漫游于可用AP间的能力
该网络由12个WLAN工作站模型组成，在它们中，有2个被配置为AP：AP A 和AP B。因为2个AP并非彼此相连，2个工作站只有当他们位于同一个AP的BSS中才能彼此通话。初始位置在左边的工作站称为工作站A*，，产生的流量传送到DEST A节点，右边的工作站称为工作站B*，产生的流量传送到DEST B。由于两个目的工作站都位于右边，因此他们开始都与APB合作。
不是AP的工作站的漫游功能被开启，因此，当他们当前的AP连接性能变得低于他们能接受的范围，他们能连接到一个较好的AP.
当节点在他们的初始位置，左边的工作站产生的流量不能达到他们的目标，DEST A，因为源节点和目的节点连接到不同的AP。在10秒时候，左边的工作站开始他们的轨迹，并且在40秒的时候达到右边。由于这个位置改变，他们从AP A漫游到AP B，并开始被AP B服务。工作站一个个离开AP A，而AP A在25秒左右时刻，接收到的数据流量降到0，这些在保存在网络模型中，WLAN收集的统计量可以看到。随着一个很小的延迟，他们会被连接到AP B，因此AP B接收到的数据流量翻倍--在约28秒的时刻，由于在浏览期（一个短暂的时间区，此时，他们寻找可用的AP，并评估他们找到的AP，在此期间，数据传输被暂停），缓冲堆积到工作站里，达到了一个本地极值。由于这个移动，DEST A开始记录吞吐量，这是因为此刻它已经成功地从源工作站处收到流量--他们连接于同一个AP。
从50秒到80秒，初始位置在右边的工作站开始朝左边移动，因此，他们离开了AP B的BSS，且连接到 了AP A。在结果中我们可以看到，被AP A接收到的剧增，而此时，被AP B接收到的流量下降。类似地， 在DEST A，由于它的源节点正在试图与另一个AP连接，它的吞吐量也降到了0.
DEST B同它的源节点一同移动，因此我们认为，通过仿真，也可接收到流量，只要他和他的源节点连 接到同一个AP。结果表明，在约65秒处，吞吐量有一个速降。当他和他的源节点离开AP B时，这只是 一个短暂的时期，此时它只是寻找一个新的AP ，最后，找到AP A.
在90秒和150秒之间， 两个AP横越岭他们的轨道，但常规工作站是稳定的。这是因为移动仍然改变着两AP和工作站的距离，工作站在此期间被交到AP之间。交接期导致了一个短暂的通信损失，此时全局吞吐量速降，而DEST B的吞吐量在105秒到135间保持稳定。接近AP移动相同的短暂瞬间，一个很小的吞吐量在DEST A持续了一小段时间。因为DEST A 和他的流量源在很短的一段时间内，当AP在横越他们的轨迹时，关联到同一个AP
结论：节点具有漫游的能力，可以自动寻找具有较高能力的AP，连接到新的AP时会有一个短时的延时
源节点和目的节点必须位于同一个AP范围，
WLAN-BACKBONE-CONFIG（主干网的构建实例）
opnet wlan模型支持由拥有属于一个BSS的WLAN接口的路由器组成的无线局域网主干。这些主干网也可服务于WLAN的扩展服务子集（ESS)，在ESS中，他们通过他们的AP连接到WLAN--就如连接到一个有线主干网一样。
该网络包含无线FTP客户端和无线FTP服务器，服务器和客户端从属不同的无线局域网--分别是BSS 0和BSS 1。这两个局域网通过2个路由器得以彼此连接。一个路由器有2个WLAN接口，作为BSS 0 和BSS 1的接入点（AP),同时还组成了WLAN的主干网--BSS 2.为了实现这一要求，在无线路由器 0的两个WLAN 接口中，第一个接口，IF 0,被构建为一个AP，而另一个接口，IF 1，被禁用，且它的BSS ID被设置为2.第二个路由器也被类似地构建，因此，两个路由器的接口IF 0都变为了AP，而接口IF 1被连接到主干网。主干局域网--BSS 2，没有AP，也不需要AP，虽然它可以将主干网接口中的一个构建为AP。另外，两个路由器上的IF 1使用的物理层技术被设置为\"OFDM正交频分复用的多载波调制技术(802.11A)\"的调制速率，,以保证符合802.11a的数据率，他们的数据率被设置到54Mbps.也就是说， BSS 2 展开了802.11A 物理层标准。而BSS 0和BSS 1使用的是802.11/11b物理层标准。
EIGRP是运行于网络的动态路由协议，它通过仿真赋予“IP 动态C路由协议”得以展开。
FTP上传响应时间 WLAN吞吐量 仿真结果表明FTP流量在无线客户端和服务器间，通过WLAN 主干网成功流动。
PCF VS DCF--802.11的两种信道接入控制方式的对比，中心协
调方式和分布协调方式
它们的区别在于“distribution(分布式）”和“Point（中心）”。DCF---分布式网络由许多同等实体组成网络。也就是很多同等的工作站组成的系统，它们依托分布式协调方式公平地竞争资源，采用有竞争的信道共享方式（CSMA/CA).
PCF采用轮询的方式分配信道，是依托中心节点协调无线资源分配的方式，必须有一个节点担任“中央控制节点”的角色，也就是接入点AP，即基站。它没有冲突，但是有延迟。
该场景由一个简单网络（架构BSS--该BSS中只有一个AP)里的9个无线局域网移动站节点组成，这些满足PCF的WLAN接入方式。
PCF提供了一个自由连接（CF)框架转移。当CF被位于AP的问题协调员（PC）控制，媒介就被接入。
DCF_wkstn 3和DCF_wkstn 4被禁用PCF。 在移动站间的流量流动如下： PCF_wkstn 1------PCF_wkstn 2 DCF_wkstn 3------DCF_wkstn 4 PCF_wkstn 5------PCF_wkstn 6 PCF_wkstn 7------PCF_wkstn 8
所有PCF相关的配置参数被分组到一个单独的复合属性“PCF参数。”移动站在CF期间，通过激活移动工作站的PCF功能性，能加入到框架转移。
该图表明两个源产生了大致相等的数据给他们的
图中，作为被允许使用CF期的利益，PCF-2以
目的地 远远低于DCF-3的重传率转移数据。
观察流量从PCF-2到PCF-1以及DCF-3 到DCF-4的流动.比较2个数据流动
该图对比了终端-终端到的WLAN延时---从PCF-1和DCF-4测量看出。由于需要较少的重传率，PCF-1接收到的数据包延时远少于DCF-4的包延时。并且，PCF-1接收到的数据包延时也有较稳定。这将成为数据类型要求的主要质量
最后一幅图，我们可以发现两个目的地虽然延时不同，由于媒介未被当前的链路浸染，因此测量到的吞吐量很接近。也就是说，所有产生的数据流量迟早会到达目的地。
结论：DCF和PCF两种方式对数据丢失方面能力基本一致，而DCF虽然本身节省了轮询的时间 ，但是由于信道冲突会产生较高的重传，因此总的延迟和延时稳定都不如PCF。
11b与11g共存----
这个场景用来测量在11g WLAN能达到的最大吞吐量，并探讨了一个没有辐射功率的移动站（不具备11g能力）的存在的影响，和一个在局域网中无辐射功率的AP能达到的吞吐量。
网络由2个BSS组成，左边的BSS 0--由10个11g移动站和一个11g AP组成。所有节点的数据率都被设置到了54 Mbps，每个移动站都产生一个2.6Mbps的流量到目的节点。这WLAN在BSS 0网络层的平均总速率达到26Mbps。
右边的BSS 1由一个单独的11b（无辐射功率）的移动站和一个11b AP组成，因此它们只要支持802.11/11b 的数据率。无辐射功率的工作站不会产生任何流量，因此测量到的全局吞吐量完全属于网络中激活11g的移动站的传送。
在1到20秒之间，无辐射功率的移动站横越了它的轨迹，因此它移动到了BSS 0，并与BSS 0的AP关联，成为BSS 0中的一部分。然后，它朝着BSS 1的AP回移，并在此关联。
在25秒到44秒之间，激活11g的工作站以一条相反路线移动：它们开始移向BSS 1，同BSS中的无辐射功率AP关联，而后又朝初始位置回移，接着与BSS 0中无辐射功率的AP再关联。结果显示了网络中全局WLAN的吞吐量和丢掉的数据。显示了基于产生不同吞吐量的仿真时期获得的
0-5秒：BSS 0完全由11g能力的移动
站组成，数据传输达到54Mbps。结果表明吞吐量在此期间约为23Mbps
5-16秒：由于无辐射功率的移动站从BSS 1到达了BSS 0并与AP的关联，虽然新的移动站未传送任何数据，位于WLAN上空的协议显著增长。首先，有辐射功率的工作站在以54Mbps传送它们的数据帧之前，不得不用一个保护机制，这是因为这个速率是11g的速率，而他们所在的BSS中有一个移动站不能支持11g速率的.”向自己发送CTS（确认发送帧）“被用来作为保护机制。这是保护的默认途径，另一个选择是交互常规rts（请求发送帧）/cts帧，，这是当“cts-to-self”被那个移动站禁用时才采用。cts-to-self比rts/cts交换引起的相对较少的上层协议，但这种方式可能遭遇在一个确定的WLAN隐藏移动站问题。另外，由于无辐射功率工作站和BSS关联，狭缝时间从9微秒增长到20微秒。由于这2个增长WLAN上层协议的重要因素，BSS的吞吐率从23Mbps降到9.3Mbps。 16-25秒：
当无辐射功率的移动站关联从 BSS 0移动回BSS 1，在BSS 0的吞吐率上升。
结论：虽然不支持11g的工作站，也就是无辐射功率的工作站不会产生任何流量，但是当其到达一个11g的AP范围时，由于其带来的上层协议和由于其的到来引起其他站点的保护机制，会给全局的吞吐量较低，数据丢失增多。也就是说，不兼容的工作站在BSS中会影响BSS的吞吐量和丢失率。
Large_network---
这是一个有89个节点的WLAN网络层，强调了在IEEE 802.11和802.11b标准中定义的WLAN的不同算法
和功能,例如不同的WLAN数据率，RTS/CTS帧交互，数据包碎片和漫游。
网络由一个中心桥组成，8个AP连接到这个桥，这些AP的变化与他们对应的BSS编号一致。每个AP的BSS中有10个无线移动站。
BSS 0中的工作站，初始顺时针旋转，在仿真近结束时完成他们的周期。因此，我们认为他们在AP横越他们的轨迹时，能连接到所有存在的AP.同样，在BSS 6范围的移动站，通过仿真，也能以一个逆时针方向访问所有AP.其他所有的工作站在仿真期间都稳定。
不同AP使用不同的WLAN数据传输率：AP0和AP 4使用1Mbps，AP 1和AP 5使用2,bps，AP 2和AP6 使用5.5Mbps，AP 3和AP 7使用11Mbps。并且，AP 2,AP3,AP 4和AP 6可以使用RTS/CTS帧交互，AP 1,AP 3,AP 5和AP 6激活了大数据包的碎片。这些移动站节点的参数设置和他们初始AP一致。 每个移动站生产1个数据包平均花费1.2秒，这个时间因为随机而不同的站点而不同。
WLAN节点的传输能力被设置为一个低于默认值的值（2mw）以减少AP能覆盖的面积，从而保证这些地区不会显著地重叠，同时能保证移动站在两个AP的中点附近能被交接到下一个AP.
该图对比了网络中不同AP接收到的数据流量，对应为AP_0,AP_2,AP_3 由于AP_0的初始工作站是移动到，因此AP_0接收到的流量只出现在开始时和仿真结束时--它的站点开始他们的移动和回来的时候。并且，当开始在南面的工作站访问它（第三分钟）并连接到它时。不同于AP_0,AP_2有稳定的工作站，因此它从工作站接收到的数据量不像AP_0那样，从未掉到0处。而且，我们认为，当西面和南面的移动站穿越它的区域时，它的流量加倍了（约60秒和120秒处）。AP_3被所有移动站点在同一时间访问--大约在仿真时间的90秒处，它的
G1
该图表明了在仿真期间，被STA_34测量到的信道接入延时。在90秒到130秒期间，延时值相对较高。这时，STA_34的BSS正被移动站访问。由于BSS的MAC值达到3倍，连接变得粗糙，且MAC信道接入延时增加
G2
G3 G4
G5 G6
这些图对比了STA_34和STA_71.这两个站点都以11Mbps的速率传输它们的数据帧。STA_34对每个数据包使用RTS/CTS帧交互，并且大约把数据包的75%作为2个碎片发送。
STA_71既不用RTS/CTS信息，也不用数据碎片。从G3我们也可以看出，由于RTS/CTS帧的作用，STA_34的MAC信道接入延迟的平均值高于STA_71.由于相同的原因和各碎片的分离的已知，STA_34接收到的控制流量高得多。在G4中可以看出。（STA_71接收到的控制流量短暂升高是因为漫游工作站对它BSS的绕行，而这，既用到了RTS/CTS也用到了碎片）
G5表明了两个站点观察到的在第一个缄默期（在访问站点到达前），平均终端-终端延时（此时站点和他们的AP有各自的WLAN 配置）。虽然两个站点的差别不大，STA_71观察到一个较低的平均终端-终端延时。另一方面，如果我们观察两个站点整个仿真期的所有终端到终端延时--G6,我们会发现，当移动站的同
属一个BSS时，最差值出现，与STA_34相比，STA_71此时的延时要高得多。
这表明，sta_34所遵循的保守路径所带来的好处在有工作站进入或离开周围BSS的时刻突出出来了。由于访问站点，连接会变得粗糙。
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