通常、アンテナ (空中線) の使用周波数においてVSWRが最小となるように設計されている。送信設備ではVSWRが高いとミスマッチにより反射して戻ってきた電力によって、信号源である電力増幅器に悪影響を及ぼす場合がある。一般にSWRは 1.5 以下が理想、 3 以下が実用上の限界とされている。信号源側のVSWRが1のとき、負荷側のVSWR = 1.5 で電力効率は 96 %、VSWR = 3 で 75 %となる。携帯電話ではアイソレータを電力増幅器と空中線との間に挿入し、電力増幅器を保護している。なお、アイソレータが挿入されている場合や、送信出力低減回路のような保護回路が実装されている場合は、使用上は定在波比がある程度高くても特に不都合は生じないが、空中へ放射される電力が少なくなり、電力効率の点から、低い方が望ましい。受信のみを目的とする空中線の場合は、空中線の定在波比を低くすることで受信効率が上がりS/N比が改善される。また指向性のある空中線では、定在波比が高いと目的の指向性が得られない場合がある。また高調波は基本波に対して整数倍であり、ダイポール等の開放端のアンテナにおいて基本波に対して整合が取れている場合、特別な工夫や構造を取らない限り奇数次に対しても基本波同様に整合が満たされる場合が多い。対策としてはアンテナと増幅器の間にLPF（Low Pass filter)を挿入することが多い。なおアンテナの高調波の周波数帯におけるVSWRが大きい場合、LPFの負荷インピーダンスにリアクタンス成分が付加されるため、フィルタのカットオフ周波数に影響が現れる結果、所望の動作が得られない (減衰量の劣化) ことも考えられる。
特性インピーダンスが  の伝送線路の両端に信号源と負荷インピーダンスの負荷が接続されている場合を考える。このとき、負荷側の電圧定在波比VSWRは次の式で表される。ここで、は進行波の振幅電圧、は反射波の振幅電圧、は電圧反射係数である。 伝送線路の特性インピーダンスと負荷インピーダンスが一致した場合、すなわち  でVSWR = 1となる。信号源から伝送線路に送り出された高周波信号 (進行波) において、伝送線路と負荷にインピーダンスの不連続 (不整合) があると、その不連続部分で信号の反射が生じ、伝送線路を逆向きに進行する成分 (反射波) が発生する。そのとき伝送線路では進行波と反射波が加算されるがそれらの周波数は等しいため、伝送線路には固定した節点位置を持つ振動が観測される。これを定在波 (定常波) という。 定在波比は、その定在波の振動の度合いを表し、ひいては高周波信号の反射の度合いを表す。無線設備、特に送信設備では伝送線路・信号源・負荷をそれぞれ給電線・送信機・アンテナと置き換えてよい。定在波という現象は高周波電流以外の波でも観測される。身近なものでは洗面器などに水を入れて振動させたときに節点を持つ水面振動が観測されるがこれも洗面器の縁におけるインピーダンス不整合による定在波である。
ヴラツァはこの地方の町や村からバスや鉄道でつながっている。ソフィアやプレヴェン、ヴィディン、モンタナ、コズロドゥイ、オリャホヴォ、メズドラや地方の小さな村々と定期バスで結ばれている。バス・ターミナルは鉄道駅と町の中心の間に位置している。ヴラツァは重要な鉄道網の拠点となっており、メズドラ、ボイチノヴツィ、ブルサルツィ、ヴィディン、ロムなどと結ばれている。町はメズドラを通じて全国的な鉄道網へとつながっている。駅は待ちの北西にある。市内には定期バスが走っている。
上述の通り、PP は BPP を包含する。PP は NP も包含する。これを証明するには、NP完全問題である充足可能性問題が PP に属することを示せばよい。論理式 F(x₁, x₂, ..., xₙ) について無作為に x₁, x₂, ..., xₙ の値を決め、それを使って F が真となるか計算してみるアルゴリズムを考える。F が真となったら YES を返し、そうでなければ確率 1/2 で YES、確率 1/2 で NO を返す。その論理式が充足不可能な場合、このアルゴリズムは YES を確率 1/2 で返す。充足可能な組合せがある場合、YES を返す確率は 1/2 以上である（正確には、充足可能な組合せが得られない場合には 1/2 で、充足可能な組合せが偶然得られた場合は 1 であり、平均すると 1/2 より大きい適当な値となる）。従って、このアルゴリズムは PP に属し、充足可能性問題を解くことができる。SAT（充足可能性問題）はNP完全問題であり、PPのアルゴリズムに決定的な多項式時間多対一還元を前置することができるので、NP は PP に含まれることになる。PP は補問題について閉じているため、co-NP も PP に含まれる。PP は BQP も包含する。BQP は量子コンピュータで効率的な多項式時間で解ける決定問題のクラスである。実際、BQP は PP に対して low である。すなわち、BQP を即座に解ける方法があったとしても PP を解く効率は変わらない。PPの神託機械を持つ多項式時間のチューリングマシン（Pᴾᴾ）は、PH すなわち多項式階層全体に属する全問題を解くことができる。これは戸田誠之助が1989年に示したもので、「戸田の定理」と呼ばれている。これは PP に属する問題を解くのがいかに困難であるかの証拠である。クラス #P は、P#P も PH を包含するため、PP と同程度に困難と考えられる。PP は TC⁰ を厳密に包含している。このクラスは回路計算量に関するもので、一定の深さと無制限の入力端子数の論理回路に多数決回路を持っている(Allender 1996, as cited in Burtschick 1999)。PP は PSPACE に包含される。これは MAJSAT 問題を多項式領域で解くアルゴリズムを示せば、容易に証明できる。MAJSAT 問題とは、充足可能問題について、あらゆる組合せを試して、式が真となる組合せを数え上げ、過半数が真なら YES となる問題である。