RIP协议中的特殊处理
1、对相同路由开销的的处理
当修改报文中的路由开销和路由数据库的路由开销相同时，不修改路由数据库中的路由。这种情况对应在实际网络中的问题，是指网络中出现了多条开销相同的路由时，路由如何选择的问题。在这种情况下，采用先入为主的原则，即采用以前的路由。这符合处理方式的简单性和实用性。
2、对过时路由的处理根据 V-D 算法，一条路由只在出现一条更优路由时才被刷新，否则，将继续保留在路由数据库中。这就忽略了这样一种情况，即当某条路由突然崩溃，需要选择一条新的路由来代替现存路由。但这靠 V-D 中的刷新算法来是不能得到解决的。
针对这种情况，在实际应用中， RIP 规定，所有机器对其路由数据库中的每一表目都设置一个时钟，每增加一个新表目，就相应设置一个新时钟。在收到 V-D 报文中假如有关于此路由的表目，则将时钟清零，重新记时。假如在规定时间内，一直未收到该路由的刷新信息，时钟期满，则将该路由从路由数据库中删除。
如果到指定的信宿有其它路由，则新的路由将从进一步收到的定时刷新报文中获得，否则去往原信宿的路由不存在。
3、布局改变时的处理在上一章所述的 V-D 算法中，有一个严重的问题，即“慢收敛”（ slow convergence ）问题，又叫“计算到无穷” (count to infinity) 。
如图 3.1(a) 中所示正常网间网拓扑结构，从 G1 可直接到达网络 Net1 ，从 G2 经 G1( 距离为 1) 可到达 Net1 . 正常情况下 ,G2 收到 G1 的 V-D 报文后 , 会建立一条路由 (1,G1,1).
现在假设从 G1 到 Net1 的路由因故障而崩溃 , 但 G1 依然能正常工作 .G1 一旦检测到不可达 , 会立即将原来的路由废除 ( 将距离改为 16). 然后会出现两种可能 :
第一种 , 在收到来自 G2 的 V-D 报文之前 ,G1 将修改后的路由信息广播出去 , 于是 G2 将修改其路由数据库 , 将原来去往 Net1 的路由 (1,G1,1) 删除 . 这是完全正常的 .
第二种 , 在 G1 发送新的报文之前 ,G2 广播自己的 V-D 报文 . 该报文中必然有一条路由 (1,1) 表目 , 说明从 G2 出发 , 经 1 个驿站可以到达 Net1.G1 收到该报文后 , 显然会根据此表目更改自己的路由表 , 产生关于 Net1 的新路由 (1,G2,2). 于是 G1 与 G2 间产生寻径环 , 如图 3.1(b) 所示 .
上述路由环会通过 G1 和 G2 间的不断 V-D 报文交换而解除 , 但解除的过程是非常缓慢的 : 出现路由环后 , 在下一轮路由广播中， G1 将向 G2 通告 (1,2) 表目 ,G2 收到此表目修改本地路由数据库 , 将去往 Net1 的路由改为（ 1,G1,3 ） . 然后 ,G2 向 G1 通告 (1,3) 表目 ,G1 将去往 Net1 的表目改为 (1,G2,4)... 如此下去 , 直到路由长度变为 16. 也就是说 , 至少要经过 7 番来回 ( 至少 30*7 秒 ), 路由环才能解除 . 这就是所谓满收敛问题 .
其实这只是一种非常简单的情况 , 路由环也可以建立在不相邻的路由器之间 . 对于这种情况 , 如果减小路由的最大长度 , 对解决慢收敛问题将有所帮助 , 但这会限制网点的规模 , 无疑是不行的 .
对于这种问题 , 有很多种办法 , 在本协议的实现中 , 用的是水平分割 (Split Horizon) 和毒性逆转法 (Poison Reverse), 并在毒性逆转时采用触发刷新 (Triggered Update). 具体实现是这样的 :
水平分割 : 当路由器从某个网络接口发送 RIP 路由刷新报文时 , 其中不包含从该接口获取的路由信息 .
毒性逆转 : 某路径崩溃后 , 最早广播此路由的路由器将原路由继续保留在若干报文中 , 但指明该路由为无限长 .
触发刷新 : 一旦检测到路由崩溃 , 立即广播路由刷新报文 , 而不等到下一刷新周期 .
根据路由环产生的过程 , 可知通过水平分割法对解决两路由器之间形成的路由环是极为有效的方法 . 毒性逆转法可解决多路由器之间的路由环问题 . 使用触发刷新 , 显然可以加快新路由的有效刷新 .更有这样一个事实 , 从本接口发出的路由再从别的接口收到 , 对本地路由表是不会帮助的 , 正是基于这种考虑 , 水平分割是在 RIP 协议的实现中是必不可少的 . 对于这一点在后来的讨论中会更清楚地得到认识 .