在RFC 1058 RIP中，有一个单一的距离-向量度量：跳数。R I P中缺省的跳度量为1。因此，对于每一台接收和转发报文的路由器而言，R I P报文数量域中的跳数递增1。这些距离度量用于建造路由表。路由表指明了一个报文以最小耗费到达其目的地的下一跳。
早一些私有的类R I P路由协议使用1作为惟一支持的每一跳耗费。RFC 1058 RIP保留了这个习惯作为缺省的跳数值，但提供给路由器的治理者选择更大耗费值的能力。这些值对于区分不同性能的链路是有好处的。这些值可以是不同网络链路(比如区分5 K b p s线路和T 1私有线路)带宽或者甚至是新路由器与旧模型之间的性能差异。
图5对图4中给出的广域网进行了一点改动。这个图为图4中的拓扑加入了低速冗余链路。网络治理员，为了保证可选路由保持其状态，把这些可选路由的度量值设为1 0。这些更高的耗费使得路由选择趋向于更高带宽的T 1传输线路。在其中一条T 1线路发生故障时，互联网络能继续保持工作正常，虽然由于5 6 K b p s备份线路的可用带宽更低而造成性能降低。图6给出了当网关与路由器之间的T 1线路发生故障时，互联网络如何反应的情况。
图4 具有相同耗费的同构网络
图5 改变跳数以区分基本路由和可选路由图6 跳数很快地加起来，但是网络仍保持工作
图6 跳数很快的地加起来，但是网络仍保持工作
可选的5 6 K b p s传输线路成为路由器A与其他网络部分进行通信的惟一路径。路由器A的路由表，在网络收敛于新的拓扑之后，其内容汇总在表4中。
R I P为每个目的地只记录一条路由的事实要求R I P积极地维护路由表的完整性。通过要求所有活跃的R I P路由器在固定时间间隔广播其路由表内容至相邻的R I P路由器来做到这一点，所有收到的更新自动代替已经存储在路由表中的信息。R I P依靠3个计时器来维护路由表：
? 更新计时器
? 路由超时计时器
? 路由刷新计时器更新计时器用于在节点一级初始化路由表更新。每个R I P节点只使用一个更新计时器。相反的，路由超时计时器和路由刷新计时器为每一个路由维护一个。
如此看来，不同的超时和路由刷新计时器可以在每个路由表项中结合在一起。这些计时器一起能使R I P节点维护路由的完整性并且通过基于时间的触发行为使网络从故障中得到恢复。
1. 初始化表更新R I P路由器每隔3 0秒触发一次表更新。更新计时器用于记录时间量。一旦时间到，R I P节点就会产生一系列包含自身全部路由表的报文。这些报文广播到每一个相邻节点。因此，每一个R I P路由器大约每隔3 0秒钟应收到从每个
相邻R I P节点发来的更新。注重在更大的基于R I P的自治系统中，这些周期性的更新会产生不能接受的流量。因此，一个节点一个节点地交错进行更新更理想一些。R I P自动完成更新，每一次更新计时器会被复位，一个小的、任意的时间值加到时钟上。
假如更新并没有如所希望的一样出现，说明互联网络中的某个地方发生了故障或错误。故障可能是简单的如把包含更新内容的报文丢掉了。故障也可能是严重的如路由器故障，或者是介于这两个极端之间的情况。显然，采取合适的措施会因不同的故障而有很大区别。由于更新报文丢失而作废一系列路由是不明智的(记住，R I P更新报文使用不可靠的传输协议以最小化开销)。因此，当一个更新丢失时，不采取更正行为是合理的。为了帮助区别故障和错误的重要程度，R I P使用多个计时器来标识无效路由。
2. 标识无效路由
有两种方式使路由变为无效：
? 路由终止。
? 路由器从其他路由器处学习到路由不可用。在任何一种情形下，R I P路由器需要改变路由表以反映给定路由已不可达。一个路由假如在一个给定时间之内没有收到更新就中止。比如，路由超时计时器通常设为1 8 0秒。当路由变为活跃或被更新时，这个时钟被初始化。
1 8 0秒是大致估计的时间，这个时间足以令一台路由器从它的相邻路由器处收到6个路由表更新报文(假设它们每隔3 0秒发送一次路由更新)，假如1 8 0秒消逝之后，R I P路由器没收到关于那条路由的更新，R I P路由器就认为那个目的I P地址不再是可达的。因此，路由器就会把那条路由表项标记为无效。通过设置它的路由度量值为1 6来实现，并且要设置路由变化标志。这个信息可以通过周期性的路由表更新来与其相邻路由器交流。
注重对于R I P节点而言，1 6等于无穷。因此，简单的设置耗费度量值为1 6能作废一条
路由。
接到路由新的无效状态通知的相邻节点使用此信息来更新它们自己的路由表。这是路由变为无效的第二种方式。
无效项在路由表中存在很短时间，路由器决定是否应该删除它。即使表项保持在路由表中，报文也不能发送到那个表项的目的地址：R I P不能把报文转发至无效的目的地。
假如路由更新在2 7 0秒之后仍未收到( 1 8 0秒超时加上9 0秒路由刷新时间)，就从路由表中移去此路由(也就是刷新)。而为了路由刷新递减计数的计时器称为路由刷新计时器。这个计时器对于R I P从网络故障中恢复的能力绝对必要。
主动和被动站点
注重到为了使R I P互联网络正常工作，网络中的每一个网关必须参与进去这一点很重要。参与可以是主动参与也可以是被动参与，但所有的网关必须参与。主动节点是那些主动地进行共享路由信息的节点。它们从相邻者处接收更新，并且转发它们的路由表项拷贝至那些相邻节点。
被动站点从相邻者处接收更新，并且使用那些更新来维护它们的路由表。然而被动节点不主动地发布它们自己路由表项的拷贝。被动维护路由表的能力在硬件路由器出现之前的日子里是非凡有用的特性，那时路由是一个运行在U N I X处理器下的后台程序，这样会使U N I X主机上的路由开销达到最小。
2.3 寻址问题
I E T F确保R I P完全向后兼容于所有知道的R I P和路由变体。考虑到这些协议都是高度个体化的，所以开放式的标准R I P没有规定地址类型是必要的。R I P报文中的地址标识域可以包含：
? 主机地址。
? 子网号。
? 网络号。
? 0，指示缺省路由。
这个灵活性暗示了如下事实，R I P答应计算至单独主机的路由，也答应计算至包含大量主机的网络的路由。为了适应这一操作中的地址灵活性，R I P节点当转发报文时使用最非凡的可用信息。比如，当R I P路由器收到一个I P报文时，必须查看目的地址。它试图把这个地址与路由表中的目的地址作匹配。假如它不能找到那个目的地主机地址，就会检查目的地址是否能和一个已知的子网或网络号进行匹配。假如在这一级也不能进行匹配，R I P路由器会使用缺省路由来转发报文。
1. 路由至网关
到本章的这时为止，R I P路由表中的项一直假设为至个别主机的路由。这个简单的假设可以更好地描述路由原本的工作方式。现在，网络已变得太大，网络内有很多主机，记录到主机的路由是不现实的。基于主机的路由不必要地扩大了路由表，并且减慢了路由表中的路由速度。
