计算最坏情况下的响应时间需要有界的、最坏情况下的帧排队模式。表达排队模式的标准方法是假设一组交通流，每组流产生固定的优先级的帧。每组流最坏工况下的特性（网路负载）是传输它们被允许传输的尽可能多的帧数，即在它们相应的通信适配器中按周期不断给帧排队。与CPU调度类似，我们使用一组交通流S（对应于传送帧的CPU任务）作为模型。每组流S_i∈S可表示为一个元组＜P_i，T_i，J_i，C_i＞，其中P_i表示优先级（由帧标识符定义），T_i为周期，J_i为排队抖动，C_i为帧i的最坏工况传输时间。

本节介绍CAN帧在交通流S_i传输的最坏工况下响应时间R_i的两种计算方法。第一种方法是一个简单的、“充分的”响应时间测试。第二种方法比第一种稍微复杂一些，是一个在“充要的”最坏工况下的响应时间测试。

当计算的所有可调度的帧确实可以调度时，响应时间的计算测试就是充分的。如果响应时间计算测试是充分的，但“并不必要”，这意味着有帧被视为不可调度，但实际上有可能可被调度。因此，尽管研究更复杂的最坏情况下的响应时间计算代价较高，但是通过使用最坏工况下的响应时间测试，更多的帧可以归为可调度帧。下面，我们用“精确响应时间测试”表示CAN中充要的最坏工况下的响应时间测试。(www.daowen.com)

帧通信内容中忙时周期的概念^[42]在参考文献[22]中被定义为一段时间间隔：起始于某个时间t^s，此时一个优先级为i或更高的帧正在排队等待传输，并且在时刻t^s之前完全没有这样的帧在排队等待传输。时间间隔是连续的，阻止了传输任何优先级比i低的帧，间隔止于时间t^e，在时间t^e之前完全没有优先级为i或优先级更高的帧在排队等待发送。

忙时周期的一个关键特点是：在该周期刚刚结束的t^e时刻之前，排队的任何优先级大于等于i的帧，都会在i级别的忙时周期期间被发送。忙时周期的结束可能对应另一个忙时周期的开始。