當在同乙個網路上的兩台主機互相進行通訊時，該網路的 m t u是非常重要的。但是如果兩台主機之間的通訊要通過多個網路，那麼每個網路的鏈路層就可能有不同的 m t u。重要的不是兩台主機所在網路的 m t u的值，重要的是兩台通訊主機路徑中的最小 m t u。它被稱作路徑m t u。
兩台主機之間的路徑 m t u不一定是個常數。它取決於當時所選擇的路由。而選路不一定是對稱的（從a到b的路由可能與從b到a的路由不同），因此路徑m t u在兩個方向上不一定是一致的。
rfc 1191[mogul and deering 1990]描述了路徑m t u的發現機制，即在任何時候確定路徑m t u的方法。我們在介紹了 i c m p和i p分片方法以後再來看它是如何操作的。在 11 . 6節中，我們將看到i c m p的不可到達錯誤就採用這種發現方法。在 11 . 7節中，還會看到，t r a c e r o u t e程式也是用這個方法來確定到達目的節點的路徑 m t u。在11 . 8節和2 4 . 2節，將介紹當產品支援路徑m t u的發現方法時，u d p和t c p是如何進行操作的。
如果線路速率是9600 b/s，而乙個位元組有8 bit，加上乙個起始位元和乙個停止位元，那麼線路的速率就是960 b/s（位元組/秒）。以這個速率傳輸乙個1 0 2 4位元組的分組需要1066 ms。如果用s l i p鏈結執行乙個互動式應用程式，同時還執行另乙個應用程式如 f t p傳送或接收1 0 2 4位元組的資料，那麼一般來說就必須等待一半的時間（ 533 ms）才能把互動式應用程式的分組資料傳送出去。
假定互動分組資料可以在其他「大塊」分組資料傳送之前被傳送出去。大多數的 s l i p實現確實提供這類服務排隊方法，把互動資料放在大塊的資料前面。互動通訊一般有 te l n e t、r l o g i n以及f t p的控制部分（使用者的命令，而不是資料）。這種服務排隊方法是不完善的。它不能影響已經進入下游（如序列驅動程式）佇列的非互動資料。同時，新型的數據機具有很大的緩衝區，因此非互動資料可能已經進入該緩衝區了。
對於互動應用來說，等待 533 ms是不能接受的。關於人的有關研究表明，互動響應時間超過1 0 0～200 ms就被認為是不好的 [jacobson 1990a]。這是傳送乙份互動報文出去後，直到接收到響應資訊（通常是出現乙個回顯字元）為止的往返時間。
把s l i p的m t u縮短到2 5 6就意味著鏈路傳輸一幀最長需要 266 ms，它的一半是 133 ms（這是一般需要等待的時間）。這樣情況會好一些，但仍然不完美。我們選擇它的原因（與 6 4或1 2 8相比）是因為大塊資料提供良好的線路利用率（如大檔案傳輸）。假設c s l i p的報文首部是5個位元組，資料幀總長為 2 6 1個位元組，2 5 6個位元組的資料使線路的利用率為 9 8 . 1 %，幀頭佔
了1 . 9 %，這樣的利用率是很不錯的。如果把 m t u降到2 5 6以下，那麼將降低傳輸大塊資料的最大吞吐量。
在圖2 - 5列出的m t u值中，點對點鏈路的m t u是2 9 6個位元組。假設資料為2 5 6位元組，t c p和i p首部佔4 0個位元組。由於m t u是i p向鏈路層查詢的結果，因此該值必須包括通常的 t c p和i p首部。這樣就會導致i p如何進行分片的決策。i p對於c s l i p的壓縮情況一無所知。
我們對平均等待時間的計算（傳輸最大資料幀所需時間的一半）只適用於 s l i p鏈路（或p p p鏈路）在互動通訊和大塊資料傳輸這兩種情況下。當只有互動通訊時，如果線路速率是9600 b/s，那麼任何方向上的 1位元組資料（假設有 5個位元組的壓縮幀頭）往返一次都大約需要12.5 ms。它比前面提到的100~200 ms要小得多。需要注意的是，由於幀頭從 4 0個位元組壓縮到5個位元組，使得1位元組資料往返時間從85 ms減到12.5 ms。
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