RIP的产生和发展

RIP的产生和发展
RIP（Routing Information Protocol）是使用最为广泛的一种内部网关协议（IGP）。

RIP的另一个名字是routed（路由守护神），来自于一个实现它的程序。

这个程序最初是在80年代初由加利福尼亚大学伯克利分校设计，用来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来迅速交换选路信息，最初并不是设计用于大型广域网的（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，而且显然它更为通用化，能够适应多种网络。

尽管做了一些小改动，但是RIP作为IGP流行起来并非在技术上有何过人之处，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，使它成为了本地选路的基础。

于是，慢慢地研究人员也开始在大型网络上使用它。

关于RIP最令人吃惊的可能就是，它在还没有正式标准之前就已经广泛流行了。

大多数的实现都基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的理解不同而造成了它们之间的互操作性限制。

而后，尽管协议出现了新版本，但仍然存在很多的问题。

于是，在1988年6月形成了一个RFC 1058标准，对RIP协议做了说明，这才使软件商解决了互操作性问题，后来被称为RIPv1。

在1998年，IETF推出了RIP改进版本的正式标准RFC 2453，即RIPv2：支持子网掩码信息；支持路由对象标志；支持路由更新鉴别。

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。

RIP路由协议规定了少量的规则来改进其性能和可靠性。

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。