tcp连接失败次数(TCP连接测试失败)

一般TCP报文的重传超时时间 TCP重传时间间隔有着多种不同的算法，最常见的就是《TCP/IP详解卷1》中关于超时重传的算法。具体算法不再赘述，请大家参考《TCP/IP详解卷1》第21章《TCP的超时与重传》。SYN报文重传间隔时间在实际情况下，由于SYN报文是TCP连接的第一个报文，如果该报文在传输的过程中丢弃了，那么发送方则无法测量RTT，也就无法根据RTT来计算RTO。因此，SYN重传的算法就要简单一些，SYN重传时间间隔一般根据系统实现的不同稍有差别，Windows系统一般将第一次重传超时设为3秒，以后每次超时重传时间为上一次的2倍，如下图所示：报文重传的次数TCP报文重传的次数也根据系统设置的不同而有区分，有些系统，一个报文只会被重传3次，如果重传三次后还未收到该报文的确认，那么就不再尝试重传，直接reset重置该TCP连接，但有些要求很高的业务应用系统，则会不断的重传被丢弃的报文，以尽最大可能保证业务数据的正常交互。数据被重发以后若还是收不到应答，则进行再次发送。此时等待确认应答时间会以2倍、4倍的指数函数延长。此外，数据也不会被无限、反复的重发。达到一定的重发次数之后，如果仍然没有任何确认应答返回，就会判断为网络或者对端主机发生了异常，强制关闭连接。最小重传时间是 200ms最大重传时间是 120s重传次数为 151 保障了业务的可靠性TCP的重传存在原因就是为了保障TCP的可靠性，正是由于TCP存在重传的机制，那些基于TCP的业务应用在网络交互的过程中，不再担心由于丢包、包损坏等导致的一系列应用问题了。2 反映网络通讯的状况由于IP协议的不可靠性和网络系统的复杂性，少量的报文丢失和TCP重传是正常的，但是如果业务交互过程中，存在大量的TCP重传，会严重影响业务系统交互的效率，导致业务系统出现缓慢甚至无响应的情况发生。一般而言，出现大量TCP重传说明网络通讯的状况非常糟糕，需要站在网络层的角度分析丢包和重传的原因。在实际的数据交互过程中，重传报文一般具有以下两个特征：一是TCP交互序列号突然下降；二是其在TCP报头中的序列号、数据长度、应用数据等参数跟前面某TCP报文一致。1 序列号突然下降（一般是TCP重传）在TCP报文传输的过程中，因为其需要不断的交互应用数据，因此，TCP报文的序列号会不断的变大。正常情况下，TCP序列号不会出现下降的情况，出现序列号下降，一般都是TCP的重传报文导致的。如下图所示：在上图中，服务器端交互的TCP报文序列号从24481开始一直处于不断上升的趋势，但是服务器的第六个TCP报文序列号却突然下降为20161，这个情形，基本上可以肯定这第六个TCP报文是前面某个报文的重传报文。2 根据序列号、长度甚至应用数据等确认是哪一个报文的重传。在数据交互过程中，一般情况下，TCP重传的报文跟传输中被丢弃的报文在序列号、数据长度、应用字段值上都是一样的，我们可以利用这个特征来确定某个具体的TCP报文是否是前面某个报文的重传。下图是一个客户端存在重传的数据流图：在上图中，我们看到客户端第三个报文和第四个报文的序列号（Seq）、下一个序列号（Next Seq）以及载荷长度都是一样的，那么我们可以肯定客户端的第四个报文是客户端第三个报文的重传。现在很多的网络分析工具的专家诊断系统基本上都可以针对TCP重传直接告警，我们不需要在去深入分析这个过程了，为我们节省了大量的分析时间。为什么TCP存在重传https://blog.51cto.com/woniu421/900010基础篇 | TCP连接的建立和断开受哪些系统配置影响？https://time.geekbang.org/column/article/284912?utm_source=related_read&utm_medium=article&utm_term=related_readLinux TCP_RTO_MIN, TCP_RTO_MAX and the tcp_retries2 sysctlhttps://pracucci.com/linux-tcp-rto-min-max-and-tcp-retries2.html聊一聊重传次数https://perthcharles.github.io/2015/09/07/wiki-tcp-retriesTCP重传机制https://www.dazhuanlan.com/mofeia/topics/1357902TCP网络关闭的状态变换时序图https://coolshell.cn/articles/1484.htmlTCP 的那些事儿（上）https://coolshell.cn/articles/11564.htmlTCP 的那些事儿（下）https://coolshell.cn/articles/11609.html

连接失败有以下几点原因： 一、 软件问题1、网卡驱动没装对。解决办法是更新下网卡驱动。2 、病毒破坏。解决办法使用好的杀毒软件查杀或重装系统。二、硬件问题1、网卡坏了。 2、网线不通。
连接失败有以下几点原因： 一、 软件问题1、网卡驱动没装对。解决办法是更新下网卡驱动。2 、病毒破坏。解决办法使用好的杀毒软件查杀或重装系统。二、硬件问题1、网卡坏了。 2、网线不通。

第一步:从"开始"--"运行"--输入"regedit"(不带引号,下同)回车; 第二步:展开左侧的分支"[HKEY_LOCAL_MACHINESYSTEMCurrentControlSetServicesTcpipParameters]".在右侧空白地方点击右健,在弹出菜单中选择"新建--DWORD值",名字为"TcpNumConnections",并将其值该为64(十六进制)或者100(十进制). 第三步:重新启动计算机,这个时候你的TCP连接上限已经改为100了.如果需要更大可以自己再次修改.

整理自 CSDN 公众号1. 客户端TCP 三次握手的开始是客户端发起 SYN，如果服务端没有及时回复，那么会重传，重传的间隔和次数是可控的，默认是五次，第一次间隔 1 秒，第二次 2 秒，第三次 4 秒，第四次 8 秒，第五次16 秒，最终超时时间是 63 秒，因此在优化时可以修改重传次数和间隔，以尽快把错误暴露给应用程序。2. 服务端的半连接队列优化服务端在第一次返回 SYN + ACK 时，就会把这次请求维护进一个半连接队列，这个队列用来维护尚未完成的握手信息（相对于全连接），如果这个队列溢出了，服务端就无法继续接受新的请求了，这也是 SYN Flood 攻击的点。通过一个命令 netstat -s 可以得到累计的、由于半连接队列已满引发的失败次数，隔几秒执行一次就可以知道这个次数是否有上升的趋势以及分析是否正常。这种 SYN Flood 攻击之所以成立，是因为维护这个半连接队列一定要分配一定的内存资源，那么应对的方式之一 syncookies 就是如何不分配资源的前提下，可以确认是一次有效的连接并 establish。syncookies 的工作原理是，服务器使用一种算法，计算出一个哈希值，它包含了客户端发来请求的部分信息，再将这个哈希值和 SYN+ACK 一起返回给客户端，客户端也经过一些运算，再返回给服务端，那么服务端根据这个返回值和之前的计算值比较，如果合法，就可以建立有效连接，从而不会占据半连接队列的内存。应对 SYN 攻击时，只需将 syncookies 的参数值调为 1（半连接队列溢出时启用），即可。相当的，可以增大半连接队列，但是要和 accept 的队列同时增大才有效，（否则会导致 accept 队列溢出同样丢失 TCP 连接）此时，对于客户端来说已经是 established 状态，但是还要再返回给服务端一个 ACK，服务端收到后，服务端才是 established 状态并开始传数据，如果网络不稳定，同样的，服务端会重发 SYN+ACK，当网络不稳定时，应该增加服务端重发 SYN+ACK 的次数。3. 服务端的 accept 队列优化当连接已经建立、应用程序尚未调用时，TCP 连接会被保存在一个 accept 队列中，如果进程未能及时调用，就会导致 accept 队列溢出，溢出部分连接将被默认丢弃。对此可以做的是，选择向客户端发送 RST 报文，告知关闭这个连接，丢弃握手过程。打开这一功能需要将 tcp_abort_on_overflow 参数设置为 1。如果想让客户端了解是由于 accept 队列溢出造成连接失败可以这样做。当 tcp_abort_on_overflow 参数设置为 0 时，则如果 accept 队列溢出，就会丢弃客户端传来的 ACK（用于最后一次握手）。应对高并发流量时，更好的选择是 tcp_abort_on_overflow 参数设置为 0，这样对于客户端它的状态仍然是 established，客户端会定时发送带有 ack 报文的发送数据请求，一旦服务端的 accept 队列有空位，那么连接仍有可能建立成功。所以只有很确定在一段时间内 accept 都是将溢出的状态，才推荐 tcp_abort_on_overflow 参数设置为 1。同样的，可以调整 accept 队列长度，也可以查看累计的由于溢出导致丢失的连接总数，来判断趋势。在 Linux 3.7 内核版本之后，提供了 TCP Fast Open 功能，这个功能如此生效：初次建立 TCP 连接时，客户端在第一个 SYN 包中传入一个请求 cookie，表明打开 fast open 功能，服务端对应生成一个 cookie 给客户端，除此之外，三次握手没有不同，但是，在 cookie 没有过期之前，下一次再连接的时候，客户端发送带有 cookie 的 SYN 包，服务端校验了 cookie 有效以后，就可以开始传输数据了，从而节约了一个往返的时间消耗。TCP Fast Open 功能需要服务端和客户端同时打开才能生效。（备注一个之前看到差点忘了的知识点。当主动方收到被动方的 FIN 报文后，内核会回复 ACK 报文给被动方，同时主动方的连接状态由 FIN_WAIT2 变为 TIME_WAIT，在 Linux 系统下大约等待 1 分钟后，TIME_WAIT 状态的连接才会彻底关闭。1. 主动方的优化关闭的方式有两种 RST 和 FIN，RST 是暴力关闭连接的方式，安全关闭连接则必须四次挥手。FIN 报文关闭则可以使用 close 和 shutdown 两种函数来实现。close 相对来说是“不优雅”的，调用 close 的一方的连接叫做「孤儿连接」，会同时关闭读和写，而 shutdown 可以控制是读还是写。关闭读的时候，会丢弃接收缓冲区里的所有数据，如果后续再接受到数据，也会悄悄丢弃，并发送 ACK，对方不会知道被丢弃了。关闭写的时候，会把发送缓冲区的数据全部发送并发送 FIN。（1）FIN_WAIT1 的优化主动方发送 FIN 以后，进入 FIN_WAIT1 状态，如果迟迟没收到 ACK，会定时重发 FIN，重发次数由 tcp_orphan_retries 参数控制，默认为 8 次，如果处于 FIN_WAIT1 状态的连接过多，应该考虑降低次数，重发次数超过参数时，连接会被直接关闭。如果遇到恶意攻击，可能无法发送出 FIN，因为 TCP 按顺序发送所有包， FIN 也不能绕过，另外如果对方的接收窗口已经满了，发送方也无法再发送数据。此时应该做的是调整 tcp_max_orphans 参数，它定义了「孤儿连接」的最大数量，当系统中的孤儿连接超过参数值，新增的孤儿连接不会再处于 FIN_WAIT1 状态，而是会被 RST 报文直接关闭。（只会影响 CLOSE 函数关闭的连接，不会影响 shutdown 关闭的，不会影响还有读或写的可能）（2）FIN_WAIT2 的优化主动方收到 ACK 后，会处于 FIN_WAIT2，因为被动方还可能有数据发送，如果是 shutdown 关闭，那它也可能还会发送数据，但是对于 close 关闭的连接，无法再发送和接收数据，保持在 FIN_WAIT2 的状态已经没有太大意义，tcp_fin_timeout 控制了这个状态下连接的持续时长，默认值是 60 秒。这个时间和 TIME_WAIT 状态时长是一致的。（3）TIME_WAIT 的优化TIME_WAIT 和 FIN_WAIT2 的时间是一致的，都是 2MSL，1MSL 表示一个报文在网络中存活的最长时间（报文每经过一次路由器的转发，IP 头部的 TTL 字段就会减 1，减到 0 时报文就被丢弃，这就限制了报文的最长存活时间），那么为什么是等待 2MSL 呢，其实就是允许报文至少丢失一次、再发送一次，这样第一个丢失了，等待的时间里第二个 ACK 还会到达，为什么不是 4MSL 以上呢，这是一个概率的问题，如果一个网络丢包率达到 1%，那么连续两次丢包的概率是万分之一，不必为了这种概率增加等待的时长。TIME_WAIT 有存在的意义，但是太多保持在这种状态的连接会占用双方资源，占据客户端的端口资源和服务端的系统资源。Linux 提供了 tcp_max_tw_buckets 参数，当 TIME_WAIT 的连接数量超过该参数时，新关闭的连接就不再经历 TIME_WAIT 而直接关闭。这个参数的设定应该取一个平衡点，即既不会太少导致高并发时产生连接间数据错乱的问题，也不会太多而导致耗尽端口和线程资源。对于用户端来讲，还可以启用 tcp_tw_reuse 参数来复用处于 TIME_WAIT 状态的连接（来节约接口资源。）这个参数有几个前提，一个是只有客户端可以打开，一个是 TIME_WAIT 状态也要保持 1 秒，另一个是要同步打开时间戳功能，报文带上时间戳就可以避免没有了 2MSL 时长以后的混乱情况，时间戳过期的报文就会被丢掉。另外对于 TIME_WAIT，还可以调整 socket 选项，来达到调用 close 关闭连接时跳过四次挥手直接关闭的效果，但不推荐。2. 被动方的优化首先，被动方收到 FIN 时，会自动回复 ACK，接着等待应用程序调用 close/shutdown 来结束连接，再发送 FIN。如果系统中同时查看到多个连接处于 CLOSE_WAIT 状态，则需要排查是否是应用程序出了故障。然后，当被动方也发送了 FIN 以后，还需要等待主动方回复一个 ACK，如果迟迟没收到，也会重发 FIN，重发次数也是 tcp_orphan_retries 参数控制，这点和主动方的优化一致，可以调整次数。（需确认被动方是否有 tcp_max_orphans 参数）3. 如果双方同时关闭？1.ACK 延迟目前在 TCP 中每传输一个报文都要求接收方进行确认，大量短而频繁的确认报文给网络带来了很多开销。因此采取了延迟 ACK 策略来减少 ACK 的数量，就是接收方收到一个报文以后，不会立即发送 ACK，而是等待 1~200ms，这期间若有回送数据报文就捎带确认，但收到两个连续数据报文或者等待超时则发送一个独立确认。有效减少了 ACK 的数量，改善了 TCP 的整体性能。2. 滑动窗口接收方的接收缓冲区不是不变的，接收到新的会变小，应用程序取出后又会变大，因此接收方会把自己当前的接收窗口大小放在 TCP 头告知发送方，如果不考虑拥塞控制，发送方的窗口大小「约等于」接收方的窗口大小。对于这一点，可以把 tcp_window_scaling 配置设为 1（默认打开）来扩大 TCP 通告窗口至 1G 大小。要使用这一选项，需要主动方在 SYN 中先告知，被动方在 SYN 中再反馈。但是缓冲区并非越大越好，还要考虑网络吞吐的能力。如果缓冲区与网络传输能力匹配，那么缓冲区的利用率就达到了最大化。3. 调整缓冲区大小这里需要说一个概念，就是带宽时延积，它决定网络中飞行报文的大小，它的计算方式：（1）发送缓冲区的调整发送缓冲区是自行调节的，当发送方发送的数据被确认后，并且没有新的数据要发送，就会把发送缓冲区的内存释放掉。接收缓冲区要复杂一些：上面三个数字单位都是字节，它们分别表示：（2）接收缓冲区的调整接收缓冲区可以根据系统空闲内存的大小来调节接收窗口：（3）内存的判断那么如何判断内存紧张或充分呢？上面三个数字单位不是字节，而是「页面大小」，1 页表示 4KB，它们分别表示：在实际的场景中，TCP 缓冲区最小值保持默认 4K 即可，来提高并发处理能力；最大值则尽可能靠近带宽时延积，来最大化网络效率。总结以上：为了提高并发能力、提高网络效率，我们要充分利用网络能力和自己的内存。网络这方面就是将缓冲区大小的极值尽可能靠近带宽时延积，而同时对缓冲区的自动调节需要结合内存来判断，这个 TCP 内存的判断是通过系统内存计算出来的几个值来划分的，在不同区间会对分配给缓冲区的内存大小进行调整。以上就是 TCP 在不同阶段的优化策略和思路，有关拥塞控制和流量控制之后再补一篇笔记。

TCP建立连接要进行3次握手,而断开连接要进行4次,这是由于TCP的半关闭造成的,因为TCP连接是全双工的( 即数据可在两个方向上同时传递)所以进行关闭时每个方向上都要单独进行关闭,这个单方向的关闭就叫半关闭. 关闭的方法是一方完成它的数据传输后,就发送一个FIN来向另一方通告将要终止这个方向的连接.当一端收到一个FIN,它必须通知应用层TCP连接已终止了这个方向的数据传送,发送FIN通常是应用层进行关闭的结果.