以下是小编帮大家整理的RIP路由协议的局限性和特点（共含10篇），仅供参考，欢迎大家阅读。同时，但愿您也能像本文投稿人“赛博烟爱好者”一样，积极向本站投稿分享好文章。
在网络协议中，路由协议一直是我们学习的重点，在路由协议中，又以RIP路由协议为基础。那么针对RIP协议，我们就需要重点掌握了。接下来我们就来详细看看RIP的具体内容吧。
一、概述
RIP路由协议的全称是路由信息协议（Routing Information Protocol）,它是一种内部网关协议（IGP）,用于一个自治系统（AS）内的路由信息的传递.RIP协议是基于距离矢量算法（Distance Vector Algorithms）的,它使用“跳数”,即metric来衡量到达目标地址的路由距离.
二、该协议的局限性
1、协议中规定,一条有效的路由信息的度量（metric）不能超过15,这就使得该协议不能应用于很大型的网络,应该说正是由于设计者考虑到该协议只适合于小型网络所以才进行了这一限制.对于metric为16的目标网络来说,即认为其不可到达.
2、该路由协议应用到实际中时,很容易出现“计数到无穷大”的现象,这使得路由收敛很慢,在网络拓扑结构变化以后需要很长时间路由信息才能稳定下来.
3、该协议以跳数,即报文经过的路由器个数为衡量标准,并以此来选择路由,这一措施欠合理性,因为没有考虑网络延时、可靠性、线路负荷等因素对传输质量和速度的影响.
三、RIP路由协议（版本1）报文的格式和特性
1、RIP（版本1）报文的格式
0 7 15 31
命令字（1字节） 版本（1字节） 必须为0（2字节）
地址类型标识符（2字节） 必须为0（2字节）
IP地址
必须为0
必须为0
Metric值（1―16）
（最多可以有24个另外的路由,与前20字节具有相同的格式）
“命令字”字段为1时表示RIP请求,为2时表示RIP应答.地址类型标志符在实际应用中总是为2,即地址类型为IP地址.“IP地址”字段表明目的网络地址,“Metric”字段表明了到达目的网络所需要的“跳数”.
2. RIP路由协议的特性
（1）路由信息更新特性:
路由器最初启动时只包含了其直连网络的路由信息,并且其直连网络的metric值为1,然后它向周围的其他路由器发出完整路由表的RIP请求（该请求报文的“IP地址”字段为0.0.0.0）.路由器根据接收到的RIP应答来更新其路由表,具体方法是添加新的路由表项,并将其metric值加1.如果接收到与已有表项的目的地址相同的路由信息,则分下面三种情况分别对待:第一种情况,已有表项的来源端口与新表项的来源端口相同,那么无条件根据最新的路由信息更新其路由表;第二种情况,已有表项与新表项来源于不同的端口,那么比较它们的metric值,将metric值较小的一个最为自己的路由表项;第三种情况,新旧表项的metric值相等,普遍的处理方法是保留旧的表项.
路由器每30秒发送一次自己的路由表（以RIP应答的方式广播出去）.针对某一条路由信息,如果180秒以后都没有接收到新的关于它的路由信息,那么将其标记为失效,即metric值标记为16.在另外的120秒以后,如果仍然没有更新信息,该条失效信息被删除.
2）RIP版本1对RIP报文中“版本”字段的处理:
0:忽略该报文.
1:版本1报文,检查报文中“必须为0”的字段,若不符合规定,忽略该报文.
1:不检查报文中“必须为0”的字段,仅处理RFC 1058中规定的有意义的字段.因此,运行RIP版本1的机器能够接收处理RIP版本2的报文,但会丢失其中的RIP版本2新规定的那些信息.
（3）RIP路由协议版本1对地址的处理
RIP版本1不能识别子网网络地址,因为在其传送的路由更新报文中不包含子网掩码,因此RIP路由信息要么是主机地址,用于点对点链路的路由;要么是A、B、C类网络地址,用于以太网等的路由;另外,还可以是0.0.0.0,即缺省路由信息.
（4）计数到无穷大（Counting to Infinity）
前面在RIP的局限性一部分提到了可能出现的计数到无穷大的现象,下面就来分析一下该现象的产生原因与过程.考察下面的简单网络:
c(目的网络）－－－－router A－－－－－－router B
在正常情况下,对于目标网络,A路由器的metric值为1,B路由器的metric值为2.当目标网络与A路由器之间的链路发生故障而断掉以后:
c(目的网络）－－||－－router A－－－－－－router B
A路由器会将针对目标网络C的路由表项的metric值置为16,即标记为目标网络不可达,并准备在每30秒进行一次的路由表更新中发送出去,如果在这条信息还未发出的时候,A路由器收到了来自B的路由更新报文,而B中包含着关于C的metric为2的路由信息,根据前面提到的路由更新方法,路由器A会错误的认为有一条通过B路由器的路径可以到达目标网络C,从而更新其路由表,将对于目标网络C的路由表项的metric值由16改为3,而对于的端口变为与B路由器相连接的端口.很明显,A会将该条信息发给B,B将无条件更新其路由表,将metric改为4;该条信息又从B发向A,A将metric改为5……最后双发的路由表关于目标网络C的metric值都变为16,此时,才真正得到了正确的路由信息.这种现象称为“计数到无穷大”现象,虽然最终完成了收敛,但是收敛速度很慢,而且浪费了网络资源来发送这些循环的分组.
另外,从这里我们也可以看出,metric值的最大值的选择实际上存在着矛盾,如果选得太小,那么适用的网络规模太小;如果选得过大,那么在出现计数到无穷大现象的时候收敛时间会变得很长.
RIP
RIP（路由信息协议）是路由器生产商之间使用的第一个开放标准，是最广泛的路由协议，在所有IP路由平台上都可以得到。当使用RIP时，一台Cisco路由器可以与其他厂商的路由器连接。RIP有两个版本：RIPv1和RIPv2，它们均基于经典的距离向量路由算法，最大跳数为15跳。
RIPv1是族类路由（Classful Routing）协议，因路由上不包括掩码信息，所以网络上的所有设备必须使用相同的子网掩码，不支持VLSM，
RIPv2可发送子网掩码信息，是非族类路由（Classless Routing）协议，支持VLSM。
RIP使用UDP数据包更新路由信息。路由器每隔30s更新一次路由信息，如果在180s内没有收到相邻路由器的回应，则认为去往该路由器的路由不可用，该路由器不可到达。如果在240s后仍未收到该路由器的应答，则把有关该路由器的路由信息从路由表中删除。
RIP具有以下特点：
◆不同厂商的路由器可以通过RIP互联；
◆配置简单；
◆适用于小型网络（小于15跳）；
◆RIPv1不支持VLSM；
◆需消耗广域网带宽；
◆需消耗CPU、内存资源。
RIP路由协议的算法简单，但在路径较多时收敛速度慢，广播路由信息时占用的带宽资源较多，它适用于网络拓扑结构相对简单且数据链路故障率极低的小型网络中，在大型网络中，一般不使用RIP。
这次我们主要讲解一下RIP路由协议的两个版本的区别，针对他们的报文方式等有关内容进行一下比较。如果还有不清楚的朋友可以参阅《RIP路由协议的启动和运行》，在这里我们简单回顾一下它的启动和运行，之后将对它的一些特点和版本进行分析和对比。RIP启动和运行的整个过程可描述如下:
某路由器刚启动RIP时,以广播或组播的形式向相邻路由器发送请求报文,相邻路由器的RIP收到请求报文后,响应该请求,回送包含本地路由表信息的响应报文?
路由器收到响应报文后,修改本地路由表,同时向相邻路由器发送触发修改报文,广播路由修改信息?相邻路由器收到触发修改报文后,又向其各自的相邻路由器发送触发修改报文?在一连串的触发修改广播后,各路由器都能得到并保持最新的路由信息?
同时,RIP每隔30秒向相邻路由器广播本地路由表,相邻路由器在收到报文后,对本地路由进行维护,选择一条最佳路由,再向其各自相邻网络广播修改信息,使更新的路由最终能达到全局有效?同时,RIP路由协议采用超时机制对过时的路由进行超时处理,以保证路由的实时性和有效性?
RIP-1和RIP-2
RIP有RIP-1和RIP-2两个版本,可以指定接口所处理的RIP 报文版本?
RIP-1的报文传送方式为广播方式?RIP-2有两种报文传送方式,即广播方式和组播方式,默认将采用组播方式发送报文?RIP-2中组播地址为224.0.0.9?
组播发送报文的好处是在同一网络中那些没有运行RIP的主机可以避免接收RIP的广播报文?另外,以组播方式发送报文还可以使运行RIP-1的主机避免错误地接收和处理RIP-2中带有子网掩码的路由?当接口运行RIP-2 广播方式时,也可接收RIP-1的报文?
RIP是目前应用较为广泛的协议,它简单?可靠,便于配置?但是,由于其收敛速度较慢,所以,只适用于中小型同构网络,因为它允许的最大站点数为15,任何超过15个站点的目的地均被标记为不可达?而且RIP每隔30秒一次的路由信息广播,也是造成网络的广播风暴的重要原因之一?RIP正被大多数IP路由器厂商广泛使用,并被广泛应用于大多数局域网及结构较简单的连续性强的地区性网络?对于更复杂环境及大型网络,一般不使用RIP?
RIP路由协议优缺点
RIP协议的优点是配置简单,非常适用于小规模网络?
RIP协议的缺点包括:
大量广播?RIP向所有邻居每隔30秒广播一次完整的路由表,将占用宝贵的带宽资源,在较慢的广域网链路上尤其有问题?
没有成本概念?RIP没有网络延迟和链路成本的概念?当采用RIP时,路由/转发的决定只是基于跳线,这样,很容易导致无法选择最佳路由?例如,一条链路拥有较高的带宽,但是,跳数较多,从而不能被选择?
支持的网络规模有限?由于RIP路由协议最多只支持16个步跳,当超过该跳数时,网络将认为无法到达?因此,RIP只能适用于规模较少的网络?
RIP是一类路由协议，这个协议也是比较基础的，那么对于Unix下RIP路由协议的相关内容，大家是否有所了解呢？这里我们就来简单看一下。RIP路由协议主要就是基于routed的程序,同时routed运行在Unix系统上,当网络启用了RIP路由协议,网络便具有了能够自动更新路由表的强大功能.但是使用象RIP/RIP2、OSPF或IGRP/EIGRP等一些主要的内部网关协议（InteriorGatewayProtocol,IGP）都有一定的协定.
内部网关协议首先适合于在那些只有单个管理员负责网络操作和运行的地方;否则,将会出现配置错误导致网络性能降低或是导致网络运行不稳定的情况.对于由许多管理员共同分担责任的网络,如Internet,则考虑使用EGP协议（InteriorGatewayProtocol,外部网关协议）,如BGP4.
如果网络中只有一个路由器,不需要使用RIP路由协议;只有当网络中具有多个路由器时,才有必要让它们去共享信息.但如果仅有小型网络,完全可以通过静态路由手动地更新路由表.
路由信息协议
RIP（RoutingInformationProtocol）协议基于一个被称为“routed”的程序,该程序运行在BSDI版本的Unix系统之上,并在1988年被标准化在RFC1058中.而在RFC1388中所描述的版本2中,增加了对VLSM（VariableLengthSubnetMasks,可变长子网屏蔽）的支持,但没有弥补该RIP路由协议的主要缺陷.例如,在有多重路径到相同目标的网络中,RIP确定使用一条可选择的路径将花费许多时间,在没有多重路径的网络中,RIP路由协议已经被广泛使用.
RIP路由协议被列为距离矢量协议,这意味着它使用距离来决定最佳路径,如通过路由跳数来衡量.路由器每30秒互相发送广播信息.收到广播信息的每个路由器增加一个跳数.如果广播信息经过多个路由器收到,到这个路由器具有最低跳数的路径是被选中的路径.如果首选的路径不能正常工作,那么具有较高跳数的路径被作为备份.
对于RIP路由协议（和其他路由协议）,网络上的路由器在一条路径不能用时必须经历决定替代路径的过程,这个过程称为收敛（Convergence）.RIP路由协议花费大量的时间用于收敛是个主要的问题.在RIP路由协议认识到路径不能达到前,它被设为等待,直到它已错过6次更新总共180秒时间.然后,在使用新路径更新路由表前,它等待另一个可行路径的下一个信息的到来.这意味着在备份路径被使用前至少经过了3分钟,这对于多数应用程序超时是相当长的时间.
RIP路由协议的配置模式
CISCO路由器最基本的配置模式有两种:用户（user）和特权（privileged）.在用户模式下,只能显示路由器的状态,特权模式还可以更改路由器的配置.
特权模式下可以进入安装（setup）模式、全局配置（global config）模式,局部配置（sub config）模式.
安装模式提供菜单提示,引导用户进行路由器的基本配置.新路由器第一次启动后,自动进入安装模式.
全局配置模式中可以改变路由器的全局参数,如主机名、密码等等.
局部配置改变路由器的局部参数,例如某一个网络接口的配置、某一种路由协议的配置等等.
RIP路由协议是我们最初接触的一类路由协议，在组网当中，我们也会常接触这个协议的使用，所以今天我们来介绍一下有关于这方面的基础知识。
RIP路由协议
RIP(Routing Information Protocol,路由信息协议)作为一种较为简单的动态路由协议,在实际使用中有着广泛的应用?RIP路由协议是一个应用于网关(路由器)和主机之间交换路由器信息的距离矢量协议,目前最新版本是RIP v2?RIP采用距离矢量算法,即路由器根据距离选择路由,所以,也称为距离向量协议?路由器收集所有可到达目的地的不同路径,并且保存有关到达每个目的地的最少站点数的路径信息,除到达目的地的最佳路径外,任何其他信息均予以丢弃?同时,路由器也把所收集的路由信息用RIP协议通知相邻的其他路由器?这样,正确的路由信息逐渐扩散到了全网?
1. RIP工作机制
RIP是一种基于距离矢量(Distance-Vector)算法的协议,它使用UDP报文进行路由信息的交换?RIP路由协议使用跳数(Hop Count)来衡量到达信宿机的距离,称为路由权(Routing Metric)?在RIP中,路由器到与它直接相连网络的跳数为0,通过一个路由器可达的网络的跳数为1,其余依此类推?为限制收敛时间,RIP规定metric取值在0~15之间的整数,大于或等于16的跳数被定义为无穷大,即目的网络或主机不可达?
RIP每隔30 秒钟发送一次路由刷新报文,如果在180秒内收不到从某一网络邻居发来的路由刷新报文,则将该网络邻居的所有路由标记为不可达?如果在300秒之内收不到从某一网上邻居发来的路由刷新报文,则将该网上邻居的路由从相应协议路由表中清除?
为提高性能,防止产生路由环,RIP路由协议支持水平分割(Split Horizon)和毒性逆转(Poison Reverse)?RIP还可引入其他路由协议所得到的路由?
每个运行RIP的路由器管理一个路由数据库,该路由数据库包含了到网络所有可达信宿的路由项,这些路由项包含下列信息?
目的地址:指主机或网络的地址?
下一跳地址:指为到达目的地,本路由器要经过的下一个路由器地址?
接口:指转发报文的接口?
metric值:指本路由器到达目的地的开销,是一个0~16之间的整数?
定时器:从路由项最后一次被修改到现在所经过的时间,路由项每次被修改时,定时器重置为0?
路由标记:区分路由为内部路由协议的路由还是外部路由协议的路由的标记?
2. RIP路由协议的启动和运行
RIP启动和运行的整个过程可描述如下:
某路由器刚启动RIP时,以广播或组播的形式向相邻路由器发送请求报文,相邻路由器的RIP收到请求报文后,响应该请求,回送包含本地路由表信息的响应报文?
路由器收到响应报文后,修改本地路由表,同时向相邻路由器发送触发修改报文,广播路由修改信息?相邻路由器收到触发修改报文后,又向其各自的相邻路由器发送触发修改报文?在一连串的触发修改广播后,各路由器都能得到并保持最新的路由信息?
同时,RIP每隔30秒向相邻路由器广播本地路由表,相邻路由器在收到报文后,对本地路由进行维护,选择一条最佳路由,再向其各自相邻网络广播修改信息,使更新的路由最终能达到全局有效?同时,RIP路由协议采用超时机制对过时的路由进行超时处理,以保证路由的实时性和有效性?
1．RIP（Route Information protocol）路由信息选择协议
RIP是距离向量路由协议，有V1和V2两个版本；属于有类路由协议
（1） RIP1的特性
a. 使用跳数做为度量值，最大跳数为15，超过15跳的分组将被丢弃
b. 使用本地广播共享路由信息，默认广播周期为30秒，抑制周期为180秒，刷新周期为240秒
c. 不支持触发更新
d. 最大支持6条同等成本路径的负载平衡
（2） RIP2
RIP2是RIP1的增强版本，仍使用跳数做为度量值，最大跳数为15跳，具有下列特性
a. 无类路由协议，支持VLSM
b. 使用组播通告路由信息，使用触发更新
c. 支持认证
（3） RIP相关配置命令
a. 指定使用RIP命令
Router rip
b. 指定使用的RIP的版本
Version{1|2}
c. 指定与该路由器相连的网络
Network network
d. 查看和调试
show ip route 查看路由表
show ip protocols 查看路由器上配置的所有IP路由协议
debug ip rip 显示RIP路由选择更新
在路由方面，我们知道，它的基本功能就是进行IP的选择和分配，那么在这之中，我们最为基础的就是RIP路由协议了。那么这个协议的一些规范以及功能，我们来详细讲解一下。使用最广泛的一种IGP是选路信息协议RIP（Routing Information Protocol）,RIP的另一个名字是routed（路由守护神）,来自一个实现它的程序.这个程序最初由加利福尼亚大学伯克利分校设计,用于给他们在局域网上的机器提供一致的选路和可达信息.它依靠物理网络的广播功能来迅速交换选路信息.它并不是被设计来用于大型广域网的（尽管现在的确这么用）.
在旋乐（Xerox）公司的Palo Alto研究中心PARC早期所作的关于网络互连的研究的基础上,routed实现了起源于Xerox NS RIP的一个新协议,它更为通用化,能够适应多种网络.
尽管在其前辈上做了一些小改动,RIP作为IGP流行起来并非技术上有过人之处,而是由于伯克利分校把路由守护神软件附加在流行的4BSD UNIX系统上一起分发,从而使得许多TCP/IP网点根本没考虑其技术上的优劣就采用routed并开始使用RIP.一旦安装并使用了这个软件,它就成为本地选路的基础,研究人员也开始在大型网络上使用它.
关于RIP的最令人吃惊的事可能就是它在还没有正式标准之前就已经广泛流行了.大多数的实现都脱胎于伯克利分校的程序,但是由于编程人员对未形成文档的微妙细节理解不同而造成了它们之间互操作性限制.协议出现新版本后,出现了更多的问题.在1988年6月形成了一个RFC标准,这才使软件商解决了互操作性问题.
RIP协议的基础就是基于本地网的矢量距离选路算法的直接而简单的实现.它把参加通信的机器分为主机的（active）和被动的（passive或silent）.主动路由器向其他路由器通告其路由,而被动路由器接收通告并在此基础上更新其路由,它们自己并不通告路由.只有路由器能以主动方式使用RIP路由协议,而主机只能使用被动方式.
以主动方式运行RIP的路由器每隔30秒广播一次报文,该报文包含了路由器当前的选路数据库中的信息.每个报文由序偶构成,每个序偶由一个IP网络地址和一个代表到达该网络的距离的整数构成.RIP使用跳数度量（hop count metric）来衡量到达目的站的距离.在RIP度量标准中,路由器到它直接相连的网络的跳数被定义为1,到通过另一个路由器可达的网络的距离为2跳,其余依此类推.因此从给定源站到目的站的一条路径的跳数（number of hops或hop count）对应于数据报沿该路传输时所经过的路由器数.显然,使用跳数作为衡量最短路径并不一定会得到最佳结果.例如,一条经过三个以太网的跳数为3的路径,可能比经过两条低速串行线的跳数为2的路径要快得多.为了补偿传输技术上的差距,许多RIP软件在通告低速网络路由时人为地增加了跳数.
运行RIP的主动机器和被动机器都要监听所有的广播报文,并根据前面所说的矢量距离算法来更新其选路表.例如图1.2中的互连网络中,路由器R1在网络2上广播的选路信息报文中包含了序偶（1,1）,即它能够以费用值1到达网络1.路由器R2和R5收到这个广播报文之后,建立一个通过R1到达网络1的路由（费用为2）.然后,路由器R2和R5在网络3上广播它们的RIP报文时就会包含序偶（1,2）.最终,所有的路由器和主机都会建立到网络1的路由.
RIP路由协议规定了少量的规则来改进其性能和可靠性.例如,当路由器收到另一个路由器传来的路由时,它将保留该路由直到收到更好的路由.在我们所举的例子中,如果路由器R2和R5都以费用2来广播到网络1的路由,那么R3的R4就会将路由设置为经过先广播的那个路由器到达网络1.即:为了防止路由在两个或多个费用相等的路径之间振荡不定,RIP规定在得到费用更小的路由之前保留原有路由不变.
如果第一个广播路由的路由器出故障（如崩溃）会有什么后果?RIP规定所有收听者必须对通过RIP获得的路由设置定时器.当路由器在选路表中安置新路由时,它也为之设定了定时器.当该路由器又收到关于该路由的另一个广播报文后,定时器也要重新设置.如果经过180秒后还没有下一次通告该路由,它就变为无效路由.
RIP必须处理下层算法的三类错误.第一,由于算法不能明确地检测出选路的回路,RIP要么假定参与者是可信赖的,要么采取一定的预防措施.第二,RIP必须对可能的距离使用一个较小的最大值来防止出现不稳定的现象（RIP使用的值是16）.因而对于那些实际跳数值在16左右的互连网络,管理者要么把它划分为若干部分,要么采用其他的协议.第三,选路更新报文在网络之间的传输速度很慢,RIP路由协议所使用的矢量距离算法会产生慢收敛（slow convergence）或无限计数（count to infinity）问题从而引发不一致性.选择一个小的无限大值（16）,可以限制慢收敛问题,但不能彻底解决客观存在.
选路表的不一致问题并非仅在RIP中出现.它是出现在任何矢量距离协议中的一个根本性的问题,在此协议中,更新报文仅仅包含由目的网络及到达该网络的距离构成的序偶.
一 从网络结构看：
RIP的拓扑简单，适用于中小型网络，没有系统内外、系统分区、边界等概念，用的不是分类的路由。每一个节点只能处理以自己为头的至多16个节点的链，路由是依靠下一跳的个数来描述的，无法体现带宽与网络延迟。
OSPF适用于较大规模网络。它把AS（自治系统）分成若干个区域，通过系统内外路由的不同处理，区域内和区域间路由的不同处理方法，引入摘要的概念，减少网络数据量的传输。OSPF对应RIP的“距离”，引入了“权”（metric）的概念。OSPF还把其他协议路由或者静态或核心路由作为AS外部路由引入，处理能力相当大。
RIP的原始版本不支持VLSM（RIP2支持），OSPF支持VLSM（可变长度子网掩码）
二 协议运行有差别 ：
RIP运行时，首先向外（直接邻居）发送请求报文，其他运行RIP的路由器收到请求报文后，马上把自己的路由表发送过去；在没收到请求报文时，定期（30 秒）广播自己的路由表，在180秒内如果没有收到某个相邻路由器的路由表，就认为它发生故障，标识为作废，120秒后还没收到，将此路由删除，并广播自己的新的路由表，
OSPF运行时，用HELLO报文建立连接，然后迅速建立邻接关系，只在建立了邻接关系的路由器中发送路由信息；以后是靠，是靠定期发送HELLO报文去维持连接，相对RIP的路由表报文来说这个HELLO报文小的多，网络拥塞也就少了。HELLO报文在广播网上没10秒发送一次，在一定时间（4倍于 HELLO间隔）没有收到HELLO报文，认为对方已经死掉，从路由表中去掉，在LSDB中给它置位infintty（无穷大），并没有真正去掉它，以备它在起用时减少数据传输量，在它达到3600秒是真正去掉它。OSPF路由表也会重发，重发间隔为1800秒。
三 使用情况不同：
一般来说，OSPF占用的实际链路带宽比RIP少，因为它的路由表是有选择的广播（只在建立邻接的路由器间），而RIP是邻居之间的广播。OSPF使用的 CPU时间比RIP少，因为OSPF达到平衡后的主要工作是发送HELLO报文，RIP发送的是路由表（HELLO报文比路由表小的多）。OSPF使用的内存比RIP大，因为OSPF有一个相对大的路由表。RIP在网络上达到平衡用的时间比OSPF多，因为RIP往往发送/处理一些没用的路由信息。
在路由器方面，协议是一个重点，对于协议的学习，可以帮助我们更好地完成路由器各方面的配置和管理。那么作为基础，我们应该了解RIP协议。RIP路由协议主要就是基于routed的程序，同时routed运行在Unix系统上，当网络启用了RIP路由协议，网络便具有了能够自动更新路由表的强大功能。但是使用象RIP/RIP2、OSPF或IGRP/EIGRP等一些主要的内部网关协议（InteriorGatewayProtocol，IGP）都有一定的协定。
内部网关协议首先适合于在那些只有单个管理员负责网络操作和运行的地方；否则，将会出现配置错误导致网络性能降低或是导致网络运行不稳定的情况。对于由许多管理员共同分担责任的网络，如Internet，则考虑使用EGP协议（InteriorGatewayProtocol，外部网关协议），如BGP4。
如果网络中只有一个路由器，不需要使用RIP路由协议；只有当网络中具有多个路由器时，才有必要让它们去共享信息。但如果仅有小型网络，完全可以通过静态路由手动地更新路由表。
路由信息协议
RIP（RoutingInformationProtocol）协议基于一个被称为“routed”的程序，该程序运行在BSDI版本的Unix系统之上，并在1988年被标准化在RFC1058中。而在RFC1388中所描述的版本2中，增加了对VLSM（VariableLengthSubnetMasks，可变长子网屏蔽）的支持，但没有弥补该RIP路由协议的主要缺陷。例如，在有多重路径到相同目标的网络中，RIP确定使用一条可选择的路径将花费许多时间，在没有多重路径的网络中，RIP路由协议已经被广泛使用。
RIP路由协议被列为距离矢量协议，这意味着它使用距离来决定最佳路径，如通过路由跳数来衡量。路由器每30秒互相发送广播信息。收到广播信息的每个路由器增加一个跳数。如果广播信息经过多个路由器收到，到这个路由器具有最低跳数的路径是被选中的路径。如果首选的路径不能正常工作，那么具有较高跳数的路径被作为备份。
对于RIP路由协议（和其他路由协议），网络上的路由器在一条路径不能用时必须经历决定替代路径的过程，这个过程称为收敛（Convergence）。RIP路由协议花费大量的时间用于收敛是个主要的问题。在RIP路由协议认识到路径不能达到前，它被设为等待，直到它已错过6次更新总共180秒时间。然后，在使用新路径更新路由表前，它等待另一个可行路径的下一个信息的到来。这意味着在备份路径被使用前至少经过了3分钟，这对于多数应用程序超时是相当长的时间。
RIP为每个目的地只记录一条路由的事实要求RIP积极地维护路由表的完整性。通过要求所有活跃的RIP路由器在固定时间间隔广播其路由表内容至相邻的RIP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。
RIP依赖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RIP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RIP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
RIP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， RIP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RIP路由器大约每隔3 0秒钟应收到从每个相邻RIP节点发来的更新。注意在更大的基于RIP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。RIP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。如果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， RIP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，RIP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， RIP路由器需要改变路由表以反映给定路由已不可达。一个路由如果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180秒。当路由变为活跃或被更新时，这个时钟被初始化。180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30秒发送一次路由更新），如果180秒消逝之后， RIP路由器没收到关于那条路由的更新， RIP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。
注意:对于RIP路由协议的节点而言，16等于无穷。因此，简单的设置耗费度量值为16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： RIP不能把报文转发至无效的目的地。
3. 删除无效路由
一旦路由器认识到路由已无效，它会初始化一个秒计时器：路由刷新计时器。因此，在最后一次超时计时器初始化后180秒，路由刷新计时器被初始化。这个计时器通常设为90秒。如果路由更新在270秒之后仍未收到（ 180秒超时加上90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RIP从网络故障中恢复的能力绝对必要。
主动和被动站点
注意到为了使RIP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特别有用的特性，那时路由是一个运行在UNIX处理器下的后台程序，这样会使UNIX主机上的路由开销达到最小。
RIP路由协议是我们最常见的路由协议了，那么现代网络中，单一的路由协议已经不能完成我们所需的功能了。所以，很多网络中，都会结合多种协议来进行配置。这里提到与其他路由协议的配合是因为在路由器上往往支持多路由协议,多路由协议的支持就有一个多种路由的选择和配合问题.为了解决这个问题,在路由的参数中引入了优先级（preference）的概念.
各路由协议一般来说都定一个固定的preference值,preference值越小,协议对应的路由的优先级越高.一般情况下路由优先级规定如下:
直接路由 0
OSPF 路由 10
IS-IS的level 1的路由 15
IS-IS的level 2的路由 18
NSFnet主干的SPF路由 19
缺声网关和EGP缺省 20
重定向路由 30
由route socket得到的路由 40
由网管加入的路由 50
路由器发现的路由 55
静态路由 60
Cisco IGRP的路由 80
DCN的hello的路由 90
Berkeley的RIP路由 100
点对点接口聚集的路由 110
down状态的接口路由 120
聚集的缺省路由优先级 130
OSPF的扩展路由 140
BGP的路由 170
EGP的路由 200
路由的优先级的概念是优先级高的新路由可替代优先级低同信宿的路由,反之,则不然.不过,在具体实现中,有可能将对其作一定的改变.如quidway2501下的RIP-2提供了一个改变RIP路由优先级的命令.通过这个命令可改变RIP路由的优先级.quidway2501的配置静态路由时,也可指定路由的优先级,这是针对具体应用而作的处理.但是我们不鼓励修改优先级.
需要区别的是路由开销（metric）和路由优先级（preference）这两个概念.metric是针对同一种路由协议而言,对不同的协议,由于代表的含义不同,比较不同协议的metric是无意义的,所以要在两条不同协议的同信宿路由中作出选择,只能比较路由的优先级.相反,preference是针对不同协议而言,同协议的路由的优先级是一般情况下一样的,metric这时是在两条同信宿路由中作出选择的标准.
★ 颁奖词特点和写法
★ 散文的特点和含义
