1、第7章 广域网技术,教学要求与目的： 了解广域网基本概念； 了解广域网参考模型； 了解广域网的构成； 掌握广域网的地址与路由； 掌握X.25基本概念。,教学内容： 广域网基本概念、参考模型及构成 广域网地址与路由 X.25,教学重点与难点 广域网的基本概念及其地址、路由； X.25基本概念； 难点在于广域网中分组及路由概念的理解，X.25分组格式的理解。,教学方法与手段:多媒体教学 讲解+练习,教学时数：4学时,第7章 广域网技术,7.1、概述,广域网：由节点交换机和连接节点交换机的链路组成。 广域网要解决的问题包括：路由问题、流量控制问题(在数据链路层和传输层也有),1、基本概念,广域网是单
2、个网络，它使用结点交换机连接各主机而不是用路由器连接各网络。 结点交换机在单个网络中转发分组，而路由器在多个网络构成的互联网中转发分组。 连接在一个广域网（或一个局域网）上的主机在该网内进行通信时，只需要使用其网络的物理地址即可。 即使是覆盖范围很广的互联网，由于是多个网络的“互连”，因此，不能根据长距离来简单地划分成广域网。,7.1、概述, 覆盖距离；, 从层次结构来看，局域网使用的协议主要体现在 数据链路层和物理层，而广域网使用的协议除了数据链路 层和物理层外还包括网络层。而且，在广域网中的一个重 要问题就是路由选择。,广域网与局域网的主要区别和关系, 更多的情况下，广域网是由大量的局域网
3、组成。 图1给出了相距较远的局域网通过路由器与广域网相连，组成了一个覆盖范围很广的互连网。,7.1、概述,2、广域网提供的服务,从网络的层次上看，广域网中的最高层次是网络层。 网络层为网络上的主机所提供的服务可以有两大类：a)无连接的网络服务（数据报服务）b)面向连接的网络服务（虚电路服务）,7.1、概述,数据报服务,网络随时接受主机发送的分组（即数据报） 网络为每个分组独立地选择路由。,数据报服务,网络尽最大努力地将分组交付给目的主机， 但网络对源主机没有任何承诺。,数据报服务,网络不保证所传送的分组不丢失 也不保证按源主机发送分组的先后顺序 以及在时限内必须将分组交付给目的主机,数据报服务
4、,当网络发生拥塞时 网络中的结点可根据情况将一些分组丢弃,数据报服务,分组交换网,数据报提供的服务是不可靠的， 它不能保证服务质量。 实际上“尽最大努力交付”的服务 就是没有质量保证的服务。,数据报服务总结：,主机只要想发送数据就可随时发送(数据发送的任意性)。,每个分组独立地选择路由。因此，先发送出的分组不一 定先到达目的站主机。即:数据报不能保证按发送顺序交付 给目的站。,当网络发生拥塞时，网络中的某个结点可以将一些分组 丢弃。所以，数据报提供的服务是不可靠的，它不能保证服 务质量，而是一种“尽最大努力交付”的服务。,每个分组必需携带完整的目的地址信息。,提供虚电路服务的特点,H1,H5,
5、H2,H4,H3,A,C,D,B,H6,E,分组交换网,H1 要和 H5 通信,主机 H1 先向主机 H5 发出一个特定格式的控制信息分组， 要求进行通信，同时寻找一条合适路由。若主机 H5 同意 通信就发回响应，然后双方就建立了虚电路。,提供虚电路服务的特点,H1,H5,H2,H4,H3,A,C,D,B,H6,E,分组交换网,同理，主机 H2 和主机 H6 通信之前，也要建立虚电路。,提供虚电路服务的特点,H1,H5,H2,H4,H3,A,C,D,B,H6,E,分组交换网,在虚电路建立后，网络向用户提供的服务就好像在 两个主机之间建立了一对穿过网络的数字管道。 所有发送的分组都按顺序进入管道
6、，然后按照 先进先出的原则沿着此管道传送到目的站主机。,提供虚电路服务的特点,H1,H5,H2,H4,H3,A,C,D,B,H6,E,分组交换网,到达目的站的分组顺序就与发送时的顺序一致， 因此网络提供虚电路服务对通信的 服务质量 QoS (Quality of Service)有较好的保证。,虚电路服务总结,数据通信过程与电路交换类似，均要经过“连接建立、数据 交换和释放连接”三个阶段。电路交换在交换数据期间自始至终 地占用一条端到端的物理信道；虚电路在进行计算机通信时，分断 地占用一段又一段的链路。,虚电路就好像在两个主机之间建立了一条穿过网络的数字管道， 因而所有分组都将按发送的先后顺序
7、沿着管道被送到目的主机，即 分组的收发顺序是一致的。,由于在建立虚电路时，涉及的中间交换结点预先保留了一定数 量的缓冲区，因而分组一般不会因网络出现拥塞而丢失。,分组不需携带完整的目的地址，仅需携带虚电路号。,两种服务的思路来源不同,虚电路服务的思路来源于传统的电信网:电信网负责保证可靠通信的一切措施，因此电信网的结点交换机复杂而昂贵。 数据报服务力求使网络生存性好和使对网络的控制功能分散，因而只能要求网络提供尽最大努力的服务。 可靠通信由用户终端中的软件来保证。,7.1、概述,3、数据报服务的分析,网络只提供数据报服务就可大大简化网络层的结构。 尽管数据报服务器需要主机提供可靠性保证，但由于
8、 技术的进步使得网络出错的概率已越来越小，因而主机 为可靠性消耗的资源实际很少。 因特网应用的实践证明了在网络层提供数据报服务的成功。,7.1、概述,4、数据报和虚电路服务比较,7.2 广域网中的分组转发机制,实现恰当的路由选择是广域网的主要任务之一，而对广域网中的任一中间交换节点来讲，分组转发的实施则是通过对所谓的转发表进行查找来完成的，而转发表的形成又依赖于路由表，因而恰当的路由选择实际上要解决两个方面的问题：, 如何形成路由表？ 如何使用转发表？,1、“转发”和“路由选择”,路由选择协议负责搜索分组从某个结点到目的结点的最佳传输路由，并构造路由表。 转发表从路由表构造得到，分组通过转发表
9、进行转发。 不同于局域网中的平面地址结构, 广域网中一般都采用层次地址结构。,7.2 广域网中的分组转发机制,用二进制数表示的主机地址划分为前后两部分。 前一部分的二进制数表示该主机所连接的分组交换机编号。 后一部分的二进制数表示所连接的分组交换机的端口号，或主机的编号。,最简单的层次结构地址举例,7.2 广域网中的分组转发机制,2, 1 2, 2,4 5 6 7,交 换 机 1,交换机 2,交 换 机 3,1, 11, 3,3, 2,3, 3,每个交换机都有两组端口。 一组是和本地主机相连的低速端口，,另一组是和其他交换机相连的高速端口。,1 2 3,1 2 3,1 2 3,2, 1 2,
10、2,交换机 2,交 换 机 3,1, 1,3, 2,3, 3,每个主机地址中后面的数字是指该交换机的低速端口,主机地址3, 2是指连接在交换机 3 的 2 号低速端口,交 换 机 1,1, 3,主机地址1, 3是指连接在交换机 1 的 3 号低速端口,1 2 3,1 2 3,4 5 6 7,1 2 3,2, 1 2, 2,4 5 6 7,交换机 2,交 换 机 3,1, 1,3, 2,3, 3,这里给出结点交换机 2 中的转发表作为例子,例如，一个欲发往主机3, 2的分组到达了交换机 2。,交 换 机 1,1, 3,这时应查找交换机 2 的转发表，找目的站为3, 2的项目。,4 5 6 7,1
11、 2 3,1 2 3,1 2 3,2, 1 2, 2,交换机 2,交 换 机 3,1, 1,3, 2,3, 3,目的站是3, 2吗？,交 换 机 1,1, 3,查找转发表中的下一个项目。,否,1 2 3,1 2 3,4 5 6 7,1 2 3,2, 1 2, 2,交换机 2,交 换 机 3,1, 1,3, 2,3, 3,目的站是3, 2吗？,交 换 机 1,1, 3,查找转发表中的下一个项目。,否,1 2 3,1 2 3,4 5 6 7,1 2 3,2, 1 2, 2,交换机 2,交 换 机 3,1, 1,3, 2,3, 3,目的站是3, 2吗？,交 换 机 1,1, 3,根据转发表指出的下一
12、跳把分组转发到交换机 3。,是,1 2 3,1 2 3,4 5 6 7,1 2 3,2, 1 2, 2,交换机 2,交 换 机 3,1, 1,3, 2,3, 3,交 换 机 1,1, 3,分组转发到交换机 3 后就查找交换机 3 的转发表。 从转发表（此处省略了）可知不必再转发分组了， 把该分组直接交付给主机3, 2即可。,1 2 3,1 2 3,4 5 6 7,1 2 3,按照目的站连接的交换机号确定下一跳, 在转发分组时，只根据分组的主机地址中的交换机号来查找转发表。 只要转发表中目的站一栏中的交换机号相同，那么查出的“下一跳”就是相同的。 只有当分组到达与目的主机相连的结点交换机时，交换
13、机才检查第二部分地址（主机号），并通过合适的低速端口将分组交给目的主机。,7.2 广域网中的分组转发机制,2、图的应用,用图论中的“图(graph)”来表示整个广域网，便于形式化描述和理论推导。 用“结点”表示广域网上的结点交换机，用连接结点与结点的“边”表示广域网中的链路。 连接在结点交换机上的主机与分组转发无关，因此在图中可以不画上。,7.2 广域网中的分组转发机制,用图表示的广域网例子,7.2 广域网中的分组转发机制,每一个结点的转发表,1,2,4,3,目的站 下一跳,1 直接 2 3 3 3 4 3,结点 1 的转发表,对结点 1 的转发表的第一个项目的解释：,若到达结点 1 的分组的
14、目的地址是结点 1 上的主机， 则下一跳就是直接交付而不必再转发其他结点。,每一个结点的转发表,1,2,4,3,目的站 下一跳,1 3 2 直接 3 3 4 4,结点 2 的转发表,对结点 2 的转发表的第一个项目的解释：,若到达结点 2 的分组的目的地址是结点 1 上的主机， 则下一跳就应转发到结点 3。,1,2,4,3,目的站 下一跳,1 直接 2 3 3 3 4 3,结点 1 的转发表,以结点 1 和结点 2 中的转发表为例来讨论,3、在转发表中使用默认路由,1,2,4,3,目的站 下一跳,1 直接 默认 3,结点 1 的转发表,3、在转发表中使用默认路由,1,2,4,3,目的站 下一跳
15、,1 3 2 直接 3 3 4 4,结点 2 的转发表,3、在转发表中使用默认路由,1,2,4,3,目的站 下一跳,2 直接4 4 默认 3,结点 2 的转发表,使用默认路由使转发表更加简洁，可减少查找转发表的时间。,但要注意，默认路由只能处在转发表的最后,3、在转发表中使用默认路由,7.3 拥塞控制,在某段时间，若对网络中某资源的需求超过了该资源所能提供的可用部分，网络的性能就要变坏产生拥塞(congestion)。 出现资源拥塞的条件：对资源需求的总和 可用资源 若网络中有许多资源同时产生拥塞，网络的性能就要明显变坏，整个网络的吞吐量将随输入负荷的增大而下降。,1、 拥塞控制的意义,(1)
16、拥塞控制与流量控制的关系,拥塞控制起作用的前提，就是网络能够承受现有的网络负荷。() 拥塞控制是全局性的过程，涉及到所有的主机、所有的路由器，以及与降低网络传输性能有关的所有因素。,流量控制往往指在给定的发送端和接收端之间的点对点通信量的控制(局部性)。 流量控制所要做的就是抑制发送端发送数据的速率，以便使接收端来得及接收。,若网络中在许多资源处同时产生拥塞，网络的性能会明显变差，整个网络的吞吐量将随输入负荷的增大而下降，拥塞常常使问题趋于恶化。看两个例子：,例1：如果一个中间交换结点没有足够的缓冲区，它 就会丢弃一些新到的分组。但当分组被丢弃时，发送这一 分组的相邻交换结点就会重发这一分组，
17、甚至重发多次。,例2：发送端在未收到确认之前必须保留所发分组的 副本以便重发。可见在接收端产生的拥塞反过来会引起发 送端缓冲区的拥塞。,（2）拥塞带来的问题,拥塞控制的最终目标是保证网络能够承受现有的网络负荷，防范拥塞发生 。,如何防范拥塞发生？,至少存在两条路径：,a.增加资源这条路固然可行，但并不一定总是有效，因为网络拥 塞往往是由许多因素引起的，解决的不好往往还可能导致 网络的性能变得更差。,思考一个问题：,（3）拥塞控制的目标及防范措施,若某个结点缓冲区的容量较小，到达该结点的分组可 能因暂时无空间保存而不得不被丢弃。假若将该结点缓冲 区的容量扩展到非常大，可能会带来新的问题。,结论：
18、简单地扩大缓冲区的存储空间不仅会造成网络 资源的严重浪费，而且并不一定能从根本上解决网络拥塞 的问题,而且还存在进一步恶化网络拥塞的状况。事实上拥塞产生的实质往往是整个系统的各个部分不 匹配。只有所有的部分都平衡了，拥塞问题才会得到较好 地解决,更何况增加是无限的!。,（3）拥塞控制的目标及防范措施,使得条件 对某资源的需求可用资源永不成立。这正是目前网络中广泛采用的方法，其宗旨无非就是降低网络用户无限制的资源使用要求。,b.减少需求,例如:如果已知网络中的某个结点缓冲区已满，就 不再允许向该结点转发分组，以平滑通信量。,（3）拥塞控制的目标及防范措施,（1）主要任务有效地（可能不是最佳的）动
19、态分配网络资源，如信 道、交换结点的处理机时间以及缓冲区等，尽可能地防范 拥塞发生。,（2）功能要求a.防止网络因过载而引起吞吐量下降和时延增加下图描述了拥塞控制所起的作用,2.拥塞控制的主要任务以及功能要求,（3）拥塞控制的目标及防范措施,（3）拥塞控制的目标及防范措施,b.避免死锁依前面给出的拥塞产生的条件可以看出，在计算机网络中若不引入恰当的流量控制策略，会导致死锁。看两个实例。,例1：死锁中有一种是直接死锁，即由通信双方互相 占用了对方需要的资源而造成的死锁。下图给出了此类 死锁的描述。,例2：另一种死锁是重装死锁，即由于路由器的缓存的拥塞而造成的死锁。下图给出了此类死锁的描述。,C.
20、在相互竞争的各用户间公平地分配资源,“减少需求”的关键是恰当的资源分配方法，这也是减少拥塞的前提。不同的资源分配方法，其分配机制千差万别。这里给出几种常见的资源分配机制。,（1）面向网络中间交换结点的分配机制特征：将拥塞防范定位在通信子网内，即由中间交换 结点决定什么时候转发分组，哪些分组应丢弃，通知网上 正在产生通信量的主机目前能发送的分组数等。,（2）面向主机的分配机制特征：将拥塞防范定位在网络边界上，即通过主机主 动观察网络状况（如成功发送的分组数），决定是否要调 整自己的分组发送行为。,3.资源分配的基本方法,（3）基于预约方式的分配机制特征：端主机在发送分组流之前，首先向网络提出资源
21、需求申请。相关中间交换结点收到这一申请后，应为该请求分配足够的资源，包括缓冲区、链路带宽等。若某中间交换结点由于自身资源紧张而不能满足要求时，应拒绝该发送请求，以防止可能会导致的网络拥塞。,（4）基于反馈方式的分配机制特征：端主机无需向网络预定任何资源即可发送分组 ，但是在发送分组的过程中，应随时根据从网络中得到的 反馈信息调整发送速率。这里，反馈信息可以是“明确”的，如发生拥塞的中间 结点发来的“减慢发送速率”的消息；也可以是“隐含”的， 如端主机根据可观测到的网络行为，发现分组丢失。,（5）基于窗口方式的分配机制特征：接受方向发送方发送一个所谓的“窗口”值，用于反映接受方的缓冲区大小以及对
22、发送方要发送的数据量的限制。,（6）基于速率方式的分配机制特征：接收方通过向发送方发送一个所允许的发送速 率值，用于反映接受方目前能分配的链路带宽。,这六种分配机制实际上可归纳成两种资源分配策略：,资源预留尽力服务,7.5 X.25 网,X.25 网就是 X.25 分组交换网，是在二十多年前根据 CCITT（即现在的 ITU-T）的 X.25 建议书实现的计算机网络。 X.25 只是一个对公用分组交换网接口的规约。X.25 所讨论的都是以面向连接的虚电路服务。 其主要目的是在不可靠的链路(电话网)上提供可靠的数据传输,X.25 规定了 DTE-DCE 的接口,Data circuit-term
23、inating equipment 数据电路端接设备,Data terminate equipment数据终端设备,X.25 的层次关系,X.25 的数据封装,X.25 的层次关系,用户数据在 X.25 的分组层（相当于网络层）加上 X.25 的首部控制信息后，就组装成为 X.25 分组。 在数据链路层使用的是 HDLC 的一个子集平衡型链路接入规程 LAPB。 在分组层 DTE 与 DCE 之间可建立多条逻辑信道(04095 ) ，使一个 DTE 同时和网上其他多个 DTE 建立虚电路并进行通信。 X.25 还规定了在经常需要进行通信的两个 DTE 之间可以建立永久虚电路。这些虚电路号以及分
24、组序号等控制信息都写在 X.25 分组的首部中。,X.25 网与 IP 网,基于 IP 协议的因特网是无连接的，只提供尽最大努力交付的数据报服务，无服务质量可言。 X.25 网是面向连接的，能够提供可靠交付的虚电路服务，能保证服务质量。 正因为 X.25 网能保证服务质量，在二十多年前它曾经是颇受欢迎的一种计算机网络。,到了 20 世纪 90 年代，情况就发生了很大的变化。通信主干线路已大量使用光纤技术，数据传输质量大大提高使得误码率降低好几个数量级，而 X.25 十分复杂的数据链路层协议和分组层协议已成为多余的。 PC 机的价格急剧下降使得无硬盘的哑终端退出了通信市场。这正好符合因特网当初的
25、设计思想：网络应尽量简单而智能应尽可能放在网络以外的用户端。,X.25 网退出了历史舞台,7.6帧中继 FR,在 20 世纪 80 年代后期，许多应用都迫切要求增加分组交换 服务的速率。 光纤的应用已开始普及，且光纤网误码率很低，可以减少结点对每个分组的可靠处理时间，则各分组通过网络的时延大大减少，结点对分组的处理能力也就增大了。这就是帧中继 FR (Frame Relay)的基本思想， FR是一种支持高速交换的网络体系结构，在许多方面非常类 似于 X.25，被称为第二代的 X.25。,1、帧中继的背景, 中间结点交换机收到一个帧的首部时，只要一查出帧的目的地址就立即开始转发该帧。这样帧中继网
26、络比X.25网络的吞吐量提高了一个数理级以上。 当结点检测到某帧出差错时，立即停止传输，同时指示下一结点也尽快停止传输，并丢弃该帧。 由源站通过高层协议自动重传出错帧的方法进行差错控制。,帧中继网络纠正一个比特差错所用的时间比X.25稍多一些，所以帧中继网络本身的误码率很低的时候，帧中继技术才是可行的。,2.帧中继的分组交换原理,当正在接收一个帧时就转发此帧，通常被称为快速分组交换。快速分组交换在实现的技术上有两大类，它是根据网络传送的帧长是可变的还是固定的来划分。 当帧长是可变时就是帧中继，帧长为固定时，就是信元中继。ATM就属于信元中继。,2.帧中继的分组交换原理, 一个帧的处理时间比X.
27、25网减少约一个数量级；, 各中间交换结点不再引入网络层；, 数据链路层只提供有限的差错控制能力，并且基 本不考虑该层的流量控制；, 用户数据和控制信令在不同的逻辑连接（虚电路） 上传送（带外管理），X.25不是这样；, 逻辑连接的复用和交换都在第二层，不同于X.25 在第三层处理；, 与X.25一样仅提供面向连接的虚电路服务，但帧中 继通常为相隔较远的一些局域网提供链路层的永久虚电路 服务下图对帧中继的虚电路服务特点作了恰当的描述。,3.帧中继网络的特点,（1）两者在差错处理层次上的差异下图对快速分组交换与一般分组交换在差错处理层 次上的差异作了恰当说明。,4.快速分组交换与一般分组交换的比
28、较,下图对快速分组交换与一般分组交换在数据传送过程中差错处理的差异作了恰当说明。,数据,确认,确认的 确认,源站,中间结点,目的站,中间结点,(a)一般分组交换网的存储转发方式,源站,中间结点,目的站,中间结点,数据,确认,(b)帧中继方式,（2）两者在数据传送过程中差错处理的差异,PVC:永久虚电路 DLCI:数据链路连接标识符 CIR:承诺的信息速率 UNI:用户网络接口，有两个端口：用户接入端口和网络接入端口,帧中继服务的几个主要内容,5.帧中继服务的几个主要内容, 用户在局域网传送的MAC帧传到与帧中继网络相连 接的路由器；, 该路由器剥去MAC帧提取IP包上交网络层；, 网络层将IP
29、包传给路由器中的帧中继接口卡；,6.互连网环境下帧中继网络的工作过程, 帧中继接口卡对IP数据报重新封装成帧，加上帧中继的首部，进行CRC检验和加上帧中继的尾部，然后通过电信专线发送给帧中继交换机；, 帧中继交换机按虚电路号对帧进行转发（若有差错 就丢弃）；, 终点路由器剥去帧的首部和尾部，加上局域网帧 的首部和尾部交给目的主机。目的主机检错，发现差错则 报告上层处理。,帧特征：类似HDLC协议的帧结构，但是无控制字段。,地址：一般为2字节，也可扩展为34字节，包括： 数据链路连接标识符DLCI:标识永久虚电路(PVC)、呼叫控 制或管理信息，只具有本地(取决于本地UNI)意义。 前向显式拥塞
30、通知标识FECN:若为1，表明与该帧同方向传 输的帧可能会受到网络拥塞的影响而产生时延。 反向显式拥塞通知标识BECN:若为1，通知对方与该帧反方 向发生拥塞。 可丢弃指示DE:标识在必要时可以丢弃的帧。,7.帧中继的帧格式,8.帧中继的拥塞控制机制, 帧中继的拥塞控制由网络和用户共同负责实现。, 引入承诺的信息速率CIR，CIR越大，服务费越高。, 若数据的发送速率超过CIR，帧中继结点会将帧的 DE标识置为1。网络发生拥塞时，结点将丢弃DE为1的帧。, 若数据的发送速率超过网络最高速率，帧中继结 点会立即丢弃帧。, 利用显式信令避免拥塞。发生拥塞时，帧中继结 点自动将帧地址中的FECN和（
31、或者）BECN置为1。, 帧中继结点会自动检查待转发帧队列的平均长度 是否超限，确定是否发生拥塞。, 用户收到的拥塞通知信令，若是BECN，则降低发 送速率；若是FECN，则通知高层进行处理。,FECN(前)和BECN(反)比特不同状态时所对应的拥塞状态,利用显式信令避免拥塞的应用举例,拥塞:以结点中待发帧队列平均长度是否超过门限值判定,在帧中继网络中，所有的帧中继帧被划分为高优先级和低优先级。 高优先级帧在首部的地址字段中的可丢弃指示 DE 比特置为 0，表示网络尽可能不要丢弃这类帧（即使网络发生了拥塞）。 低优先级帧的 DE 比特置为1，表示这是相对较为不重要的帧，在网络发生了拥塞时可丢弃
32、这类帧。,帧中继帧的两种优先级,CIR 是对特定的帧中继连接中，用户和网络共同协商确定的用户信息传送速率的门限数值。 当端用户在一段时间内的数据传输速率超过 CIR且网络出现拥塞时，帧中继网络会丢弃某些帧。,承诺的信息速率 CIR(Committed Information Rate),所有连接的 CIR的总和不超过结点的容量，即不能超过该结点的接入速率(access rate)。 当数据传输速率不超过 CIR 时，网络并不保证一定不发生帧丢弃。 CIR 用来限制用户在某一段测量时间间隔 Tc内所发送的数据的平均数据率。 当网络必须把一些帧丢弃时，将首先选择超其 CIR 值的那些连接上的帧予以
33、丢弃。,承诺的信息速率 CIR(Committed Information Rate),如果帧的速率总是小于 CIR，那么所有的帧的DE=0。 若数据率仅在不太长的时间间隔大于 CIR，则网络可以将这样的帧置为 DE = 1，并在可能的情况下进行传送。 若数据率超过 CIR 的时间较长，则立即丢弃该连接上的帧。,承诺的信息速率 CIR(Committed Information Rate),设某个结点的接入速率为64Kb/s。该结点使用的一条虚电路被指派的CIR=32Kb/s。而CIR的测量时间间隔为Tc=500ms。再假定帧中继网络的帧长L=4000bit。,承诺的信息速率 CIR(Committed Information Rate),这就表示在500ms的时间间隔里，这条虚电路只能够发送CIR*Tc/L=4个高优先的帧中继帧，其DE=0。也就是说，这4个高优先级的帧在网络中传输是有保证的，但由于CIR的数值只是接入速率的一半，因此用户在500ms内还可以再发送4个低优先级的帧，其是DE=1。,
