望的调度，说明性地递增或者递减该分组的优先级 (例如，LLN网状网中的外出或者"向上"分组），该调度可被携带在带内或者被安装在中间 节点中，以便当分组遍历网状网时，将该分组保持在调度内，从而避免了当分组到达根时的 竞争。在一个实施例中，调度被集中地计算（例如，由PCE)，并且该分组可能在其被调度的 时间之前以较低的优先级被发出，以便受益于可能的静默而及早到达。
[0034] 具体地，根据下面所详细描述的本公开的一个或多个实施例，基于竞争的共享介 质的计算机网络中的中间节点确定被调度的窗口，在该被调度的窗口中，分组（具有指定 的优先级）应由中间节点发送。具体地，中间节点可特定地确定实际传输时间是在该窗口 之前，在该窗口期间，还是在该窗口之后，并且将该分组的优先权设置为以下各项中的一项 i)当实际传输时间在该窗口之前时，为经降低的优先级，ii)当实际传输时间在该窗口期 间时，为指定的优先级，或者iii)当实际传输时间在该窗口之后时，为经增加的优先级。因 此，中间节点可随后在实际传输时间时，从中间节点以所设置的优先级发送该分组。
[0035] 说明性地，本文所描述的技术可以诸如根据"优先化"处理248/248a由硬件、软件 和/或固件来执行，〃优先化〃处理可包含由处理器220 (或者接口 210的独立处理器）执 行以实现关于本文描述的技术的功能的计算机可执行指令。例如，本文的技术可被视作对 常规传输协议的扩展，常规传输协议诸如是各种共享介质的通信协议，因此，本文的技术可 相应地由本领域中所理解的执行那些协议的类似组件来处理。具体地，本文的技术涉及时 分多路复用（TDM)协议（例如，ISA100. lla、TSMP、WiHART)和基于竞争的解决方案（例如， IEEE 802. 11或者IEEE 802. 15. 4)，并且一般基于呼叫允许控制（CAC)。此外，诸如在通过 网络同步的各种已知的协议（例如，TSMP、WiHART和ISA100.1 la)中，调度通常还需要时间 常识。
[0036] 在操作上，本文的技术通过调度流或者通信"窗口 "开始，通信窗口可被集中计算 并被分配到网络中的中间节点。在常规的流调度中每一跳具有基于TDM的调度时隙，与常 规的流调度不同，虽然调整分组的优先级以使分组保持在它们所指派的调度内，但是本文 的技术在网络中一直使用竞争。也就是说，如本文所描述的，分组可以在调度之前以低优先 级发出，并且由于该分组相较于其调度变得延迟，可以增加的优先级进行转发。例如，响应 于分组在共享介质的计算机网络中向上朝向共享介质的计算机网络的根节点行进，来设置 该分组的优先级。
[0037] 图4示出了示例性简化分组400 (例如，上文所述的详细分组140)，其中分组400 包括报头410和有效负载420,如在本领域中将理解的。在报头410内的是用于引导分组 通过网络的一个或多个字段，诸如源地址和目标地址，以及其他有用的字段，诸如优先级字 段412 (例如，最高到最低优先级的范围，诸如分别为0-7)，以及可选的指定窗口字段414， 该指定窗口字段414用于携带针对分组的所规定的调度的指示。
[0038] 此外，图5不出了不例性传输调度500的简化概念，其中存在被调度的窗口 510， 以及因此存在分别被指定为505和515的、在窗口 510 "之前"（在调度之前）以及在窗口 510 "之后"的时间段。
[0039] 针对分组所计算的调度可一般地计量跳数和在每一跳处具有短等待时间间隔的 所期望的重传次数（ETX)，这是因为可能期望没有或几乎没有竞争。（注意，总是存在冲突， 这是因为频带，主要是开放带，无法被完全控制，并且将总是存在来自设备（诸如便携式电 话或者其他无线设备）的不受控制的信号。）换一种说法，分组的被调度的窗口表示该分组 在计算机网络内从源节点到目标节点的完整传输。例如，如果T是分组的传输时间（或者 重传时间），该传输时间包括等待时间和确认（ACK)的接收，则分组的时间窗口在调度时间 S和S+T*ETX之间的调度窗口内。
[0040] 值得注意的是，到达根处的针对先前调度的分组可能不干扰在较大网络的边缘处 所发出的分组。此外，"幸运"分组（较少次的重试）显著地在其调度之前到达根处。本文 的技术通过允许比调度早一些时间E发送分组而解决了该影响。但是随后该分组被标记为 比正常更低的优先级，直到其时间到达，所以在竞争的情况下该分组是等待的分组。
[0041] 以相同的方式，"不幸运"分组（多次重试）仍然可试图在其调度窗口之后到达根。 为了解决与在其本身的调度之内的分组的竞争，被延迟的分组被标记为比正常更高的优先 级。也就是说，当实际传输时间远在窗口之后时，将分组的优先级设置为被进一步增加的 (较高的）优先级。
[0042] 在本文技术的简单无状态版本中，在分组（字段414)中标记/携带端到端调度窗 口，并且在进入该窗口之前，降低该分组的优先级（412)，并且在经过该窗口之后，增加其优 先级。
[0043] 更细化的无状态方法允许沿着分组路径的一个或多个中间节点计算针对分组的 更紧密的局部调度窗口。在这种情况下，与考虑在网状网中分组应当花费的整个时间窗口 相比，这种计算包括沿着路径的此节点的位置，以计算在进行计算的特定中间节点中所期 望的分组的更精确的窗口。本文的技术的这种实例要求在分组（例如，在窗口字段414内） 中同样标记用于计算调度的ETX和所执行的跳数（以及取决于可用的路由信息，待执行的 跳数）。如果时间同步是不适当的，那么可能通过要求接收和发送硬件在刚刚接收时间和刚 刚发送时间之间适当地标记中间节点中的分组来测量和聚合到此点为止该分组所花费的 时间（应注意的是，标记发送时间当前存在并且被用于同步化，而本文的技术在接收侧上 执行标记并且执行在发送时间时在节点中所花费的时间的计算。
[0044] 根据本文的技术的另一实施例，在有状态的版本中，状态分布在沿着每一流的路 径的每一节点中，类似于ISA100.1 la中的"协定"。在此实例中，调度器能够指示每一节点 处分组被期望的精确的时间窗口，以使得该节点能够应用优先级递增或者递减。换言之，被 调度的窗口可基于特定于沿着分组的路径的每一中间节点的期望窗口，其中每一期望窗口 被集中计算并且被分配到每一中间节点。
[0045] 值得注意的是，当添加分组流到调度中时，如果分组一般趋向于比所期望的早到 达，那么调度器能够推断出能够降低其对ETX的估计。以类似的方式，分组迟到是对ETX过 小的指示。相应地，当改变ETX时，根可重新分配调度。
[0046] 图6示出了根据本文所描述的一个或多个实施例的用于在基于竞争的共享介质 的计算机网络中的基于调度的优先化的示例性简化过程600。过程600可起始于步骤605， 并且进行到步骤610,其中如在上文中所更加详细地描述的，基于竞争的共享介质的计算机 网络中的中间节点确定被调度的窗口 510,在该被调度的窗口 510中，分组400(具有指定的 优先级412)应由中间节点发送。如上文所详细描述的，窗口可以在中间节点处，诸如在分 组内（窗口 414)被接收或者从集中式计算设备被接收，或可以由中间节点本身计算窗口。 在步骤615中，节点可随后确定实际传输时间是在该窗口之前，在该窗口期间，还是在该窗 口之后，并且在步骤620中节点可将分组的优先级设置为以下各项中的一项i)当所述实际 传输时间在该窗口之前时，为经降低的优先级，ii)当所述实际传输时间在窗口期间时，为 指定的优先级，或者iii)当所述实际传输时间在该窗口之后时，为经增加的优先级（例如， 或者针对进一步的延迟而被进一步增加），如上所述。在步骤625中，中间节点随后可在实 际传输时间处以所设置的优先级发送分组，并且简化过程600在步骤630处结束。值得注 意的是，针对重传，所述过程600可在步骤605处再次开始，其中可相应地基于与被调度的 窗口 510有关的时间推移来调节重传分组的优先级。
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