RIPng menggunakan timer,prosedur, dan tipe message yang sama dengan RIPv2. Misalnya, RIPv2 menggunakan update timer 30 detik yang telah ditambahi sedikit untuk mencegah sinkronisasi, periode timeout 180-detik, dan timer untuk garbage-collection 120 detik, dan holddown timer 180 detik. RIPng juga menggunakan metric hop-count, dengan 16 menunjukkan nilai unreachable. Dan juga menggunakan Request dan Response messages dengan cara yang sama seperti RIPv2. Serta pesan Request dan Response dikirim secara multicast dengan sedikit pengecualian untuk unicast yang digunakan RIPv1 dan v2. Address multicast Ipv6 yang digunakan RIPng adalah FF02::9.

Hal yang beda ada pada cara Otentikasi. RIPng tidak memiliki mekanisme otentikasi sendiri, tetapi mengandalkan fitur yang ada pada Ipv6.

Gambar dibawah menunjukkan format message RIPng. Tidak seperti RIPv1/v2 yang berjalan pada port UDP 520, RIPng menggunakan port UDP 521. Juga tidak ada ukuran message yang di set. Ukuran message hanya bergantung pada MTU pada link.

• Command selalu di set 1 untuk pesan Request dan 2 untuk pesan Response.
• Version selalu di set 1 untuk menunjukkan versi RIPng saat ini yakni RIPngv1.
• IPv6 Prefix adalah prefix destination Ipv6 128-bit dalam entri route.
• Route Tag digunakan seperti pada RIPv2: untuk memasukka atribut route external melalui domain RIP.
• Prefix Length adalah fiel 8-bit yang menentukan bagian signifikan dari addrss pada field Ipv6 Prefix.  Misalnya, jika prefix yang di advertise adalah 3ffe:2100:1201::/48, nilai field Prefix Length adalah 48 (0×30). Jika entri route yang di advertise adalah default route, maka IPv6 Prefix adalah 0:0:0:0:0:0:0:0 dan prefix length adalah 0.
• Metric adalah metric hop count seperti pada RIPv1 dan v2. Tetapi karena nilai maksimum yang mungkin adalah 16, maka field ini di kurang menjadi 8 bit dari sebelumnya 16 bit pada RIPv1 dan v2.

RIPng menentukan address next-hop dengan cara yang sama seperti RIPv2. Dengan kata lain, address next-hop non-zero yang valid menentukan router next-hop selain dari pengirim dari message Response dan address next-hop 0:0:0:0:0:0:0:0 menentukan pengirim dari message Response itu sendiri sebagai addrss next-hop. Bedanya, RIPng menentukan bahwa address next-hop pada entri route spesial kemudian mengelompokkan semua entri route yang menggunakan address next-hop setelahnya. Dengan kata lain, address next-hop yang ditentukan dalam next-hop entri route berlaku untuk semua entri route setelahnya, sampai akhir pesan Response atau sampai ada entri route spesial lain ditentukan.

Gambar berikut menunjukkan format entri route next-hop. Address 128-bit berupa address IPv6 atau router lain, atau jika berupa :: berarti address dari pengirim. Field Route Tag dan Prefix Length semua di set 0. Router yang menerima akan mengenali next-hop route entri karena field Metric nya di set 0 (0xFF) semua.

Format Message RIPv2

Formate message RIPv2 ditunjukkan pada gambar dibawah; struktur dasar masih sama dengan RIPv1. Semua extension ditaruh pada field-field yang dulunya tidak dipakai. Seperti pada versi 1, update RIPv2  dapat memuat sampai 25 entri route. Operasi RIPv2 juga berada pada UDP port 520 dan memiliki ukuran maksimum diagram 512 octet.

Command akan selalu di set 1 untuk pesan request dan 2 untuk pesan response.

Version akan di set 2 untuk RIPv2. Jika di set 0 tetapi message bukan berupa format RIPv1 yang valid, maka message akan di abaikan. RIPv2 akan tetap memproses message RIPv1 yang valid.

Address Family Identifier akan di set 2 untuk Ipv4. Satu-satunya pengecualian adalah request full tabel routing dari router/host dimana pada kasus ini akan di set 0.

Route Tag menyediakan sebuah field untuk pemberian tanda (tagging) sebuah route external atau route yang telah di redistribusikan kedalam proses RIPv2. Salah satu penggunaan field 16-bit ini adalah untuk membawa nomor autonomous system dari suatu route yang telah diimport dari protokol routing lain. Meski RIP sendiri tidak menggunakan field ini, protokol routing external yang terhubung pada domain RIP dalam beberapa lokasi bisa saja menggunakan field Route Tag untuk bertukar informasi melintasi domain RIP.

IP Address adalah address Ipv4 dari route destination. Dapat berupa address network major, subnet, atau host.

Subnet Mask adalah mask 32-bit yang menunjukkan porsi network dan subnet address

Next Hop mengidentifikasikan address next-hop, jika ada, kemudian address dari router yang mengadvertise. Dengan kata lain, field ini mengindikasikan address next-hop dalam subnet yang sama yang secara metric lebih dekat pada destination daripada router yang mengadvertise route/jalur tersebut. Jika field ini di set 0 semua (0.0.0.0), address dari router yang mengadvertise adalah address next-hop terbaik.

Kecocokan dengan RIPv1

RIPv1 menangani update dengan cara yang fleksible. Jika field version mengindikasikan versi 1 tetapi setiap bit dari field yang tidak digunakan telah di set 1, maka update akan di abaikan. Jika Version di set lebih besar dar I 1, field yang didefinisikan tidak dipakai dalam versi 1 akan di abaikan dan message akan tetap di proses. Hasilnya, edisi terbaru dari protokol RIP, seperti RIPv2 tetap backward-compatible dengan RIPv1.

RFC 1723 mendefinisikan “compatibility switch” dengan 4 buah setting, yang memungkinkan versi 1 dan 2 dapat saling beroperasi :

1. RIP-1, yang didalamnya hanya RIPv1 yang akan ditransmisikan.
2. RIP-1 Compatibility, yang dapat menyebabkan RIPv2 membroadcast pesannya bukannya multicast sehingga RIPv1 dapat menerima pesan yang dikirim.
3. RIP-2, yang didalamnya pesan-pesan RIPv2 akan di multicast pada address destination 224.0.0.9.
4. None, yang berarti tidak akan ada update yang dikirimkan.

Sebagai tambahanRFC 1723 mendefinisikan “receive control switch” untuk mengatur penerimaan update. 4 setting rekomendasi tersebut adalah :

1. Hanya RIP-1
2. Hanya RIP-2
3. Kedua-duanya
4. Tidak sama sekali

Classless Route Lookups

Lookup route Classful merupakan perilaku dasar IOS sampai versi 11.3 ketika lookup default route diganti menjadi classless. Untuk IOS versi yang lebih baru kita dapat meng-enable lookup route classless, meskipun untuk protokol routing classful seperti RIPv1 dan IGRP dengan cara mengeksekusi perintah ip classless

Classless Routing Protocols

Definisi yang paling tepat untuk protokol routing classless adalah kemampuannya untuk membawa informasi subnet mask didalam advertisement route-nya. Salah satu keuntungan dengan disertakannya informasi mask ini berkaitan dengan subnet all-zeros (nol semua) dan subnet all-one yang kini menjadi available untuk digunakan. Perlu diketahui  bahwa protokol routing classful tidak dapat membedakan antara subnet all-zeros (misal 172.16.0.0) dengan nomor network major (172.16.0.0). Demikian juga,  mereka tidak dapat membedakan broadcast pada subnet all-ones (172.16.255.255) dan broadcast untuk semua subnet (172.16.255.255).

Jika informasi subnet mask disertakan, maka kelemahan ini dapat teratasi. Kita bisa membaca bahwa 172.16.0.0/16 adalah nomor networj major dan 172.16.0.0/24 adalah subnet all-zero. Begitu juga 172.16.255.255/16 dan 172.16.255.255/24 dapat dibedakan.

Variable-Length Subnet Masking

Jika subnet mask dapat disesuaikan dengan setiap address destination yang di advertise dalam network, maka tidak ada alasan  agar semua mask harus memiliki panjang yang sama. Kenyataan inilah yang mendasari VLSM.

Dengan network kelas C untuk network diatas, subnetting tidak akan dapat dilakukan tanpa VLSM. Network token ring yang membutuhkan 100 host address akan membutuhkan 25-bit mask; mask yang lebih panjang tidak akan menyisakan host bit yang cukup. Tapi jika semua mask harus dengan panjang yang sama, maka hanya 1 subnet lagi yang dapat dibuat dari address kelas C. Tidak ada subnet yang cukup lagi untuk membuat network seperti topologi diatas.

Link point-to-point yang membutuhkan address subnet tetapi hanya 2 address host yang dipakai tiap subnetnya adalah satu alasan lain untuk menggunakan VLSM. Misalnya, pada gambar dibawah ini menunjukkan topologi WAN dengan router-router remote terhubung via PVC Frame Relay kepada satu router hub. Praktek modern biasanya menganjurkan agar setiap PVC dikonfigurasi point-to-point pada subinterface. Tanpa VLSM, subnet dengan ukuran yang sama akan dibutuhkan; ukuran akan ditentukan oleh subnet dengan jumlah host paling banyak.

Misalkan sebuah address kelas B digunakan untuk network diatas dan setiap router terhubung pada beberapa LAN, masing-masing memiliki hingga 175 mesin yang terhubung. Mask 24-bit akan dibutuhkan untuk setiap subnet, termasuk setiap PVC. Hasilnya, untuk setiap PVC dalam network, 252 address akan terbuang sia-sia. Dengan menggunakan VLSM, satu subnet tunggal dapat dipilih dan di subnet kembali dengan mask 30-bit; akan cukup untuk membuat subnet sampai 64 buah link point-to-point.

Authentication

Masalah keamanan pada setiap protokol routing adalah adanya kemungkinan router menerima update routing yang tidak valid. Pengirim dari update yang tidak valid ini bisa saja seorang attacker yang berusaha mengganggu network atau berusaha menangkap paket dengan cara menipu router agar mengirimkan pada destination yang salah. RIPv2 menyertakan kemampuan untuk meng-otentikasi sumber update routing dengan menyertakan pasword.

Otentikasi di support dengan cara memodifikasi apa yang normalnya menjadi entri route pertama pada pesan RIP, seperti pada gambar. Dengan otentikasi, jumlah maksimum dari sebuah update akan berkurang menjadi 24 entri. Adanya otentikasi diindikasikan dengan setting dari field Address Family Identifier menjadi 1 semua (0xFFFF). Tipe otentikasi untuk otentikasi sederhana dengan pasword adalah 2 (0×0002), dan sisa 16 octet akan berisi password alphanumeric sampai 16 karakter. Jika password kurang dari 16 octet, maka bit-bit yang tidak terpakai akan di set 0.

Cisco menggunakan spasi entri route pertama dan terakhir untuk tujuan otentikasi MD5.

MD5 adalah salah satu fungsi hash yang dibuat oleh RSA Data Security, Inc. MD5 juga sering di sebut sebagai cryptographic checksum karena bekerja mirip-mirip dengan checksum arithmetic. MD5 menghitung 128-bit nilai hash dari sebuah pesan plain text dan password. “sidik jari” ini akan di transmisikan bersama dengan message. Penerima, yang mengetahui password yang sama, akan menghitung nilai hash-nya sendiri. Jika tidak ada yang berubah pada message, maka nilai hash penerima seharusnya sesuai dengan nilai yang dikirimkan oleh pengirim bersama dengan message.

Untuk itu, metric RIP harus dimanipulasi agar link ethernet yang memiliki metric 2 hop lebih diutamakan dari pada link serial yang sejauh 1 hop.

Metric route dapat dimanipulasi dengan perintah offset-list. Perintah tersebut menentukan besar angka yang akan ditambahkan pada metric dari entri route dan mengacu pada sebuah access list untuk menentukan entri route yang mana saja yang akan dimodifikasi. Syntax dari perintah tersebut seperti berikut:

offset-list {access-list-number | name} { in | out} offset [type number]

konfigurasi pada Ernest dapat berupa sebagai berikut:

Ernest(config)#access-list 1 permit 10.33.0.0 0.0.0.0

Ernest(config)#router rip

Ernest(config-router)#network 192.168.12.0

Ernest(config-router)#network 10.0.0.0

Ernest(config-router)#offset-list 1 in 2 s1/0

Ernest(config-router)#^Z

Ernest#

Access list yang tertulis diatas mengidentifikasikan sebuah route subnet 10.33.0.0. Syntax dari offset list mengatakan, “Periksa semua advertisements RIP yang datang dari interface s1/0. tambahkan 2 hop metric untuk setiap entri route yang sesuai dengan address-address yang ditentukan dalam access list 1“

Berikut contoh hasil debug pada Ernest

Ernest#debug ip rip

RIP protocol debugging is on

Ernest#

*Mar  1 00:59:51.839: RIP: sending v1 update to 255.255.255.255 via Ethernet0/0 (192.168.12.196)

*Mar  1 00:59:51.843: RIP: build update entries

*Mar  1 00:59:51.843:   network 10.0.0.0 metric 1

*Mar  1 00:59:51.847: RIP: sending v1 update to 255.255.255.255 via Ethernet0/0 (10.33.75.2)

*Mar  1 00:59:51.851: RIP: build update entries

*Mar  1 00:59:51.851:   subnet 10.33.16.0 metric 1

*Mar  1 00:59:51.855:   subnet 10.33.32.0 metric 1

*Mar  1 00:59:56.459: RIP: sending v1 update to 255.255.255.255 via Serial1/0 (10.33.25.2)

*Mar  1 00:59:56.463: RIP: build update entries

*Mar  1 00:59:56.463:   subnet 10.0.0.0 metric 2

*Mar  1 00:59:56.467:   subnet 10.33.0.0 metric 3

*Mar  1 00:59:56.467:   subnet 10.33.32.0 metric 1

*Mar  1 00:59:56.471:   subnet 10.33.64.0 metric 1

*Mar  1 00:59:56.471:   network 192.168.12.0 metric 1

*Mar  1 00:59:56.847: RIP: sending v1 update to 255.255.255.255 via Loopback1 (10.33.35.1)

*Mar  1 00:59:56.851: RIP: build update entries

*Mar  1 00:59:56.851:   subnet 10.0.0.0 metric 2

*Mar  1 00:59:56.855:   subnet 10.33.0.0 metric 3

*Mar  1 00:59:56.855:   subnet 10.33.16.0 metric 1

*Mar  1 00:59:56.859:   subnet 10.33.48.0 metric 2

*Mar  1 00:59:56.859:   subnet 10.33.64.0 metric 1

*Mar  1 00:59:56.863:   network 192.168.12.0 metric 1

*Mar  1 00:59:56.863:   network 192.168.83.0 metric 2

*Mar  1 01:00:10.291: RIP: received v1 update from 10.33.25.1 on Serial1/0

*Mar  1 01:00:10.295:      10.0.0.0 in 2 hops

*Mar  1 01:00:10.295:      10.33.0.0 in 3 hops

*Mar  1 01:00:10.299:      10.33.32.0 in 3 hops

*Mar  1 01:00:10.299:      10.33.48.0 in 1 hops

*Mar  1 01:00:10.303:      192.168.83.0 in 1 hops

*Mar  1 01:00:11.871: RIP: received v1 update from 192.168.12.195 on Ethernet0/0

*Mar  1 01:00:11.875:      10.0.0.0 in 1 hops

*Mar  1 01:00:11.875:      192.168.12.64 in 1 hops

*Mar  1 01:00:11.879:      192.168.83.0 in 1 hops

*Mar  1 01:00:11.883: RIP: received v1 update from 10.33.75.1 on Ethernet0/0

*Mar  1 01:00:11.883:      10.33.0.0 in 2 hops

*Mar  1 01:00:11.887:      10.33.48.0 in 1 hops

*Mar  1 01:00:11.887:      192.168.12.0 in 1 hops

*Mar  1 01:00:11.891:      192.168.83.0 in 1 hops

*Mar  1 01:00:19.435: RIP: sending v1 update to 255.255.255.255 via Ethernet0/0 (192.168.12.196)

*Mar  1 01:00:19.439: RIP: build update entries

*Mar  1 01:00:19.439:   network 10.0.0.0 metric 1

*Mar  1 01:00:19.443: RIP: sending v1 update to 255.255.255.255 via Ethernet0/0 (10.33.75.2)

*Mar  1 01:00:19.447: RIP: build update entries

*Mar  1 01:00:19.447:   subnet 10.33.16.0 metric 1

*Mar  1 01:00:19.451:   subnet 10.33.32.0 metric 1

*Mar  1 01:00:22.739: RIP: sending v1 update to 255.255.255.255 via Serial1/0 (10.33.25.2)

*Mar  1 01:00:22.743: RIP: build update entries

*Mar  1 01:00:22.743:   subnet 10.0.0.0 metric 2

*Mar  1 01:00:22.747:   subnet 10.33.0.0 metric 3

*Mar  1 01:00:22.747:   subnet 10.33.32.0 metric 1

*Mar  1 01:00:22.751:   subnet 10.33.64.0 metric 1

*Mar  1 01:00:22.751:   network 192.168.12.0 metric 1

*Mar  1 01:00:25.999: RIP: sending v1 update to 255.255.255.255 via Loopback1 (10.33.35.1)

*Mar  1 01:00:26.003: RIP: build update entries

*Mar  1 01:00:26.003:   subnet 10.0.0.0 metric 2

*Mar  1 01:00:26.007:   subnet 10.33.0.0 metric 3

*Mar  1 01:00:26.007:   subnet 10.33.16.0 metric 1

*Mar  1 01:00:26.011:   subnet 10.33.48.0 metric 2

*Mar  1 01:00:26.011:   subnet 10.33.64.0 metric 1

*Mar  1 01:00:26.015:   network 192.168.12.0 metric 1

*Mar  1 01:00:26.015:   network 192.168.83.0 metric 2

*Mar  1 01:00:38.079: RIP: received v1 update from 192.168.12.195 on Ethernet0/0

*Mar  1 01:00:38.083:      10.0.0.0 in 1 hops

*Mar  1 01:00:38.083:      192.168.12.64 in 1 hops

*Mar  1 01:00:38.087:      192.168.83.0 in 1 hops

*Mar  1 01:00:38.091: RIP: received v1 update from 10.33.75.1 on Ethernet0/0

*Mar  1 01:00:38.091:      10.33.0.0 in 2 hops

*Mar  1 01:00:38.095:      10.33.48.0 in 1 hops

*Mar  1 01:00:38.095:      192.168.12.0 in 1 hops

*Mar  1 01:00:38.099:      192.168.83.0 in 1 hops

*Mar  1 01:00:39.003: RIP: received v1 update from 10.33.25.1 on Serial1/0

*Mar  1 01:00:39.007:      10.0.0.0 in 2 hops

*Mar  1 01:00:39.011:      10.33.0.0 in 3 hops

*Mar  1 01:00:39.011:      10.33.32.0 in 3 hops

*Mar  1 01:00:39.015:      10.33.48.0 in 1 hops

*Mar  1 01:00:39.015:      192.168.83.0 in 1 hops

*Mar  1 01:00:48.807: RIP: sending v1 update to 255.255.255.255 via Ethernet0/0 (192.168.12.196)

*Mar  1 01:00:48.811: RIP: build update entries

*Mar  1 01:00:48.811:   network 10.0.0.0 metric 1

*Mar  1 01:00:48.815: RIP: sending v1 update to 255.255.255.255 via Ethernet0/0 (10.33.75.2)

*Mar  1 01:00:48.819: RIP: build update entries

*Mar  1 01:00:48.819:   subnet 10.33.16.0 metric 1

*Mar  1 01:00:48.823:   subnet 10.33.32.0 metric 1

*Mar  1 01:00:50.835: RIP: sending v1 update to 255.255.255.255 via Serial1/0 (10.33.25.2)

*Mar  1 01:00:50.839: RIP: build update entries

*Mar  1 01:00:50.839:   subnet 10.0.0.0 metric 2

*Mar  1 01:00:50.843:   subnet 10.33.0.0 metric 3

*Mar  1 01:00:50.843:   subnet 10.33.32.0 metric 1

*Mar  1 01:00:50.847:   subnet 10.33.64.0 metric 1

*Mar  1 01:00:50.847:   network 192.168.12.0 metric 1

Penambahan yang ditentukan dalam offset list merubah hop count subnet 10.33.0.0/20 via s1/0 dari 1 menjadi 3 hop. Dengan begitu route ethernet dengan 2 hop akan lebih diutamakan.

Perhatikan tabel routing Ernest berikut, Ernest dapat mencapai subnet 10.33.0.0/20 via Andy sejauh 2 hop.

Ernest#sh ip route

192.168.12.0/27 is subnetted, 3 subnets

R       192.168.12.64 [120/1] via 192.168.12.195, 00:00:20, Ethernet0/0

R       192.168.12.0 [120/1] via 10.33.75.1, 00:00:20, Ethernet0/0

C       192.168.12.192 is directly connected, Ethernet0/0

R    192.168.83.0/24 [120/1] via 192.168.12.195, 00:00:20, Ethernet0/0

[120/1] via 10.33.75.1, 00:00:20, Ethernet0/0

[120/1] via 10.33.25.1, 00:00:19, Serial1/0

10.0.0.0/20 is subnetted, 6 subnets

R       10.0.0.0 [120/1] via 192.168.12.195, 00:00:20, Ethernet0/0

C       10.33.32.0 is directly connected, Loopback1

R       10.33.48.0 [120/1] via 10.33.75.1, 00:00:20, Ethernet0/0

[120/1] via 10.33.25.1, 00:00:19, Serial1/0

R       10.33.0.0 [120/2] via 10.33.75.1, 00:00:20, Ethernet0/0

C       10.33.16.0 is directly connected, Serial1/0

C       10.33.64.0 is directly connected, Ethernet0/0

Ernest#

Dan Barney dapat mencapai subnet 10.33.32.0/20 via Andy sejauh 2 hop.

Barney#sh ip route

R    192.168.12.0/24 [120/1] via 192.168.83.1, 00:00:05, Ethernet0/0

[120/1] via 10.33.55.2, 00:00:05, Ethernet0/0

[120/1] via 10.33.25.2, 00:00:00, Serial1/0

C    192.168.83.0/24 is directly connected, Ethernet0/0

10.0.0.0/20 is subnetted, 6 subnets

R       10.0.0.0 [120/1] via 192.168.83.1, 00:00:05, Ethernet0/0

R       10.33.32.0 [120/2] via 10.33.55.2, 00:00:05, Ethernet0/0

C       10.33.48.0 is directly connected, Ethernet0/0

C       10.33.0.0 is directly connected, Loopback1

C       10.33.16.0 is directly connected, Serial1/0

R       10.33.64.0 [120/1] via 10.33.55.2, 00:00:05, Ethernet0/0

[120/1] via 10.33.25.2, 00:00:00, Serial1/0

Tersedia juga beberapa opsi konfigurasi offset list yang lain. jika tidak ada interface yang ditetapkan, maka list akan memodifikasi setiap update yang masuk atau keluar yang ditentukan dalam access list pada setiap interface. Jika tidak ada access list yang digunakan, offset list akan memodifikasi semua update yang masuk atau keluar.

Perlu ketelitian yang lebih untuk memilih apakah menggunakan offset list pada advertisement yang datang atau yang keluar. Terlebih lagi jika router terhubung pada network broadcast, harus dipertimbangkan lagi apakah satu router harus membroadcast advertisement yang telah dimodifikasi pada semua neighbor ataukah satu router harus memodifikasi semua advertisement yang datang.

Juga harus lebih berhati-hati saat mengimplementasikan offset list pada route yang sedang digunakan. Jika sebuah offset list menyebabkan router next-hop mengadvertise metric yang lebih besar daripada yang selama ini dia advertise, maka route akan ditandai sebagai unreachable sampai holddown timer berakhir.

Barney akan menganggap dirinya sebagai border router antara major network 10.0.0.0 dan network 192.168.83.0; begitu juga, Ernest akan menganggap dirinya sebagai border router antara 10.0.0.0 dan 192.168.12.0. Keduanya kemudian akan mengadvertise route summary 10.0.0.0, dan hasilnya Andy akan beranggapan bahwa dia memiliki 2 jalur dengan cost setara untuk menuju network yang sama (10.0.0.0). Andy akan melakukan load sharing pada kedua link yang terhubung ke Barney dan Ernest, dan sekarang ada kemungkinan 50-50 paket-paket yang menuju network 10.0.0.0 akan mencapai subnet yang tepat.

Solusinya adalah dengan cara mengkonfigurasi subnet-subnet dari 10.0.0.0 pada data link yang memisahkan mereka, 192.168.83.0/24 dan 192.168.12.192/27. Hal ini dapat dilakukan dengan menambahkan konfigurasi ip address sekunder seperti yang dicontohkan dibawah ini.

Barney#conf t

Enter configuration commands, one per line.  End with CNTL/Z.

Barney(config)#int e0/0

Barney(config-if)#ip addr 10.33.55.1 255.255.240.0 secondary

Barney(config-if)#^Z

Barney#

Andy juga akan ditambahkan konfigurasi dengan ip address sekunder, dan network baru akan ditambahkan di bawah proses RIP.

Andy#conf t

Enter configuration commands, one per line.  End with CNTL/Z.

Andy(config)#int e0/1

Andy(config-if)#ip addr 10.33.55.2 255.255.240.0 sec

Andy(config-if)#int e0/2

Andy(config-if)#ip addr 10.33.75.1 255.255.240.0 sec

Andy(config-if)#router rip

Andy(config-router)#network 10.0.0.0

Andy(config-router)#^Z

Andy#

Konfigurasi ip address sekunder pada Ernest:

Ernest#conf t

Enter configuration commands, one per line.  End with CNTL/Z.

Ernest(config)#int e0/0

Ernest(config-if)#ip addr 10.33.75.2 255.255.240.0 sec

Ernest(config-if)#^Z

Ernest#

Karena sebelumnya Andy tidak memiliki interface yang terhubung pada network 10.0.0.0, maka statement network harus ditambahkan dibawah proses RIP. Hasilnya dari konfigurasi diatas ditunjukkan pada gambar berikut ini. Struktur logik network akan tetap sama, tetapi network 10.0.0.0 kini menjadi bersebelahan (contigues).

Perhatikan bahwa, proses routing pada router menunjukkan bahwa subnet 168.12.192/27 dan 10.33.64.0/20 berada pada data link yang terpisah, walaupun sebenarnya mereka pada interface fisik yang sama.

Ernest#sh ip route

192.168.12.0/27 is subnetted, 3 subnets

R       192.168.12.64 [120/1] via 192.168.12.195, 00:00:10, Ethernet0/0

R       192.168.12.0 [120/1] via 10.33.75.1, 00:00:10, Ethernet0/0

C       192.168.12.192 is directly connected, Ethernet0/0

R    172.17.0.0/16 [120/1] via 192.168.12.195, 00:00:10, Ethernet0/0

[120/1] via 10.33.75.1, 00:00:10, Ethernet0/0

R    192.168.200.0/24 [120/2] via 192.168.12.195, 00:00:10, Ethernet0/0

[120/2] via 10.33.75.1, 00:00:10, Ethernet0/0

R    192.168.83.0/24 [120/1] via 192.168.12.195, 00:00:10, Ethernet0/0

[120/1] via 10.33.75.1, 00:00:10, Ethernet0/0

10.0.0.0/20 is subnetted, 5 subnets

R       10.0.0.0 [120/1] via 192.168.12.195, 00:00:10, Ethernet0/0

C       10.33.32.0 is directly connected, Loopback1

R       10.33.48.0 [120/1] via 10.33.75.1, 00:00:11, Ethernet0/0

R       10.33.0.0 [120/2] via 10.33.75.1, 00:00:11, Ethernet0/0

C       10.33.64.0 is directly connected, Ethernet0/0

Ernest#

Karena proses routing menganggap address sekunder sebagai data link yang terpisah, maka ketika merencanakan konsep seperti ini diperlukan perhatian yang lebih. Update RIP yang terpisah akan di broadcast pada setiap subnet; jika paket update besar dan bandwidth pada link fisik terbatas (seperti pada link serial), maka multiple update dapat menyebabkan kepadatan traffik.

Konfigurasi pada Bea sederhana saja seperti berikut ini:

Bea#conf t

Enter configuration commands, one per line.  End with CNTL/Z.

Bea(config)#router rip

Bea(config-router)#network 192.168.12.0

Bea(config-router)#network 192.168.200.0

Bea(config-router)#^Z

Bea#

Dengan menggunakan perintah neighbor dibawah proses RIP pada router Andy memungkinkan RIP untuk mengadvertise secara unicast kepada interface Bea, sementara perintah passive-interface tetap digunakan untuk mencegah update secara broadcast pada data link.

Andy#conf t

Enter configuration commands, one per line.  End with CNTL/Z.

Andy(config)#router rip

Andy(config-router)# passive-interface Ethernet0/0

Andy(config-router)# network 172.17.0.0

Andy(config-router)# network 192.168.12.0

Andy(config-router)# network 192.168.83.0

Andy(config-router)#neighbor 192.168.12.67

Andy#

Karena Floyd kini harus mengadvertise update RIP kepada Bea, maka perintah network untuk 192.168.12.0 harus digunakan. Dengan bantuan perintah passive-interface maka Floyd dapat mencegah RIP mengadvertise update secara broadcast, dan perintah neighbor digunakan untuk memungkinkan RIP meng-advertise secara unicast kepada Bea.

Floyd#conf t

Enter configuration commands, one per line.  End with CNTL/Z.

Floyd(config)#router rip

Floyd(config-router)#passive-interface e0/0

Floyd(config-router)#network 192.168.12.0

Floyd(config-router)#network 192.168.100.0

Floyd(config-router)#neighbor 192.168.12.67

Floyd(config-router)#^Z

Floyd#

Dengan meng-enable debug ip rip pada Andy, maka dapat kita lihat yang terjadi pada router Andy dengan konfigurasi baru. Andy menerima update dari Bea, tetapi tidak dari Floyd, dan mengirimkan update kepada Bea, tetapi tidak mem-broadcastnya pada interface e0/0.

Andy#debug ip rip

RIP protocol debugging is on

Andy#

*Mar  1 01:00:15.555: RIP: received v1 update from 192.168.83.224 on Ethernet0/1

*Mar  1 01:00:15.555:      10.0.0.0 in 1 hops

*Mar  1 01:00:19.215: RIP: sending v1 update to 255.255.255.255 via Ethernet0/2 (192.168.12.195)

*Mar  1 01:00:19.215: RIP: build update entries

*Mar  1 01:00:19.215:   network 10.0.0.0 metric 2

*Mar  1 01:00:19.215:   network 172.17.0.0 metric 1

*Mar  1 01:00:19.219:   subnet 192.168.12.64 metric 1

*Mar  1 01:00:19.219:   network 192.168.83.0 metric 1

*Mar  1 01:00:19.219:   network 192.168.200.0 metric 2

*Mar  1 01:00:22.111: RIP: sending v1 update to 192.168.12.67 via Ethernet0/0 (192.168.12.65)

*Mar  1 01:00:22.111: RIP: build update entries

*Mar  1 01:00:22.111:   network 10.0.0.0 metric 2

*Mar  1 01:00:22.115:   network 172.17.0.0 metric 1

*Mar  1 01:00:22.115:   subnet 192.168.12.192 metric 1

*Mar  1 01:00:22.115:   network 192.168.83.0 metric 1

*Mar  1 01:00:23.243: RIP: received v1 update from 172.17.2.2 on Serial1/1

*Mar  1 01:00:23.243:      172.17.4.0 in 1 hops

*Mar  1 01:00:24.403: RIP: received v1 update from 172.17.1.2 on Serial1/0

*Mar  1 01:00:24.403:      172.17.3.0 in 1 hops

*Mar  1 01:00:27.391: RIP: received v1 update from 192.168.12.67 on Ethernet0/0

*Mar  1 01:00:27.391:      192.168.200.0 in 1 hops

Meskipun Bea telah mendapatkan entri-entri router dari Andy dan Floyd, dan membroadcast update pada data link ethernet, tetapi kebijakan tetap terlaksana karena adanya split horizon yang mencegah Bea agar tidak meng-advertise kembali route-route yang dipelajari dari kedua router ke ethernet.

Diharapkan bahwa tidak ada advertisement RIP yang dikirimkan antara Floyd dan Andy. Hal ini mudah diterapkan pada Floyd seperti berikut ini :

Floyd#conf t

Enter configuration commands, one per line.  End with CNTL/Z.

Floyd(config)#router rip

Floyd(config-router)#network 192.168.100.0

Floyd(config-router)#^Z

Floyd#

Dengan tidak menyertakan statement network untuk 192.168.12.0, Floyd tidak akan mengadvertise RIP pada interface 192.168.12.66. Tetapi Andy memiliki 2 interface yang terhubung pada major network 192.168.12.0; jadi Andy harus mengikutkan statement network 192.168.12.0 dibawah RIP. Untuk mencegah RIP membroadcast update pada suatu interface yang terhubung pada salah satu subnet yang menjalankan RIP, maka kita bisa mengeksekusi perintah passive-interface pada proses RIP. Konfigurasi RIP untuk Andy bisa dilihat sebagai berikut:

Andy#conf t

Enter configuration commands, one per line.  End with CNTL/Z.

Andy(config)#router rip

Andy(config-router)# passive-interface Ethernet0/0

Andy(config-router)# network 172.17.0.0

Andy(config-router)# network 192.168.12.0

Andy(config-router)# network 192.168.83.0

Andy(config-router)#^Z

Andy#

Passive-interface bukanlah perintah yang hanya khusus untuk RIP saja, tapi bisa juga digunakan untuk konfigurasi dibawah protokol routing lainnya. Dengan menggunakan perintah passive-interface maka router menjadi seolah-olah silent host pada data link yang ditentukan. Seperti halnya silent host yang lain, interface tersebut masih dapat menerima broadcast RIP pada data link dan mengupdate tabel routing berdasarkan pesan RIP yang didapatkan.

1. Meng-enable RIP dengan perintah router rip.
2. Menentukan setiap network major yang akan digunakan untuk menjalankan RIP dengan perintah network. Gambar berikut menunjukkan sebuah network dengan 4 router dengan 4 nomor network major.

Perintah yang diperlukan untuk meng-enable RIP pada router Goober ditampilkan pada contoh berikut

Goober#conf t

Enter configuration commands, one per line.  End with CNTL/Z.

Goober(config)#router rip

Goober(config-router)#network 172.17.0.0

Goober(config-router)#^Z

Goober#

Opie juga memiliki 2 subnet dengan network major yang sama dan akan dikonfigurasi seperti berikut:

Opie#conf t

Enter configuration commands, one per line.  End with CNTL/Z.

Opie(config)#router rip

Opie(config-router)#network 172.17.0.0

Opie(config-router)#^Z

Opie#

Mengeksekusi perintah router akan membawa router kedalam mode config-router, hal ini diindikasikan oleh prompt pada router. Sifat nature classful dari RIP dan penyembunyian subnet pada network boundaries maksudnya adalah bahwa tidak akan ada subnet yang ditetapkan dengan perintah network. Hanya address network major kelas A,B,atau C. RIP dapat berjalan pada setiap interface yang dikonfigurasi dengan address apapun yang termasuk anggota dari network yang ditetapkan pada perintah network.

Barney terhubung pada 2 network major 10.0.0.0 dan 192.168.83.0. Karena itu, kedua network harus ditentukan seperti pada contoh berikut:

Barney#conf t

Enter configuration commands, one per line.  End with CNTL/Z.

Barney(config)#router rip

Barney(config-router)#network 192.168.83.0

Barney(config-router)#network 10.0.0.0

Barney(config-router)#^Z

Barney#

Andy terhubung pada network major 192.168.83.0, dan terhubung pada 2 subnet dari network major 192.168.12.0 dan terhubung pada 2 subnet dari network major 172.17.0.0

Andy#conf t

Enter configuration commands, one per line.  End with CNTL/Z.

Andy(config)#router rip

Andy(config-router)#network 172.17.0.0

Andy(config-router)#network 192.168.12.0

Andy(config-router)#network 192.168.83.0

Andy(config-router)#^Z

Andy#

Pada contoh dibawah ini, perintah debug ip rip telah dieksekusi pada router Andy. Hal yang menarik disini adalah penyembunyian subnet yang dilakukan oleh router. Subnet 192.168.12.64 dan 192.168.12.192 di advertise diantara interface e0/0 dan e0/2, yang keduanya berada dibawah major network 192.168.12.0, tetapi subnet-subnet tersebut di summarize saat update dikirim keluar melalui e0/1,s1/0,dan s1/0, yang kesemuanya berada pada network yang berbeda. Begitu juga, network 192.168.83.0 dan 172.17.0.0 di summarize melintasi batasan-batasan classful. Perhatikan juga bahwa Andy menerima summary route untuk network 10.0.0.0 dari Barney. Dan terakhir, split horizon dapat diamati disini. Misalnya, advertisement yang menuju Barney melalui e0/1 tidak berisi network 10.0.0.0 ataupun 192.168.83.0.

*Mar  1 00:26:26.219: RIP: sending v1 update to 255.255.255.255 via Ethernet0/1 (192.168.83.1)

*Mar  1 00:26:26.223: RIP: build update entries

*Mar  1 00:26:26.223:   network 172.17.0.0 metric 1

*Mar  1 00:26:26.227:   network 192.168.12.0 metric 1

*Mar  1 00:26:30.171: RIP: received v1 update from 172.17.2.2 on Serial1/1

*Mar  1 00:26:30.175:      172.17.4.0 in 1 hops

*Mar  1 00:26:36.211: RIP: received v1 update from 172.17.1.2 on Serial1/0

*Mar  1 00:26:36.215:      172.17.3.0 in 1 hops

*Mar  1 00:26:38.887: RIP: sending v1 update to 255.255.255.255 via Ethernet0/2 (192.168.12.195)

*Mar  1 00:26:38.891: RIP: build update entries

*Mar  1 00:26:38.891:   network 10.0.0.0 metric 2

*Mar  1 00:26:38.895:   network 172.17.0.0 metric 1

*Mar  1 00:26:38.895:   subnet 192.168.12.64 metric 1

*Mar  1 00:26:38.899:   network 192.168.83.0 metric 1

*Mar  1 00:26:39.899: RIP: sending v1 update to 255.255.255.255 via Serial1/0 (172.17.1.1)

*Mar  1 00:26:39.903: RIP: build update entries

*Mar  1 00:26:39.903:   network 10.0.0.0 metric 2

*Mar  1 00:26:39.907:   subnet 172.17.2.0 metric 1

*Mar  1 00:26:39.907:   subnet 172.17.4.0 metric 2

*Mar  1 00:26:39.911:   network 192.168.12.0 metric 1

*Mar  1 00:26:39.911:   network 192.168.83.0 metric 1

*Mar  1 00:26:40.123: RIP: received v1 update from 192.168.83.244 on Ethernet0/1

*Mar  1 00:26:40.127:      10.0.0.0 in 1 hops

*Mar  1 00:26:44.543: RIP: sending v1 update to 255.255.255.255 via Ethernet0/0 (192.168.12.65)

*Mar  1 00:26:44.547: RIP: build update entries

*Mar  1 00:26:44.547:   network 10.0.0.0 metric 2

*Mar  1 00:26:44.551:   network 172.17.0.0 metric 1

*Mar  1 00:26:44.551:   subnet 192.168.12.192 metric 1

*Mar  1 00:26:44.555:   network 192.168.83.0 metric 1

*Mar  1 00:26:45.315: RIP: sending v1 update to 255.255.255.255 via Serial1/1 (172.17.2.1)

*Mar  1 00:26:45.315: RIP: build update entries

*Mar  1 00:26:45.315:   network 10.0.0.0 metric 2

*Mar  1 00:26:45.315:   subnet 172.17.1.0 metric 1

*Mar  1 00:26:45.315:   subnet 172.17.3.0 metric 2

*Mar  1 00:26:45.315:   network 192.168.12.0 metric 1

*Mar  1 00:26:45.315:   network 192.168.83.0 metric 1

Pada saat pertama kali aktif, RIP mem-broadcast keluar sebuah paket yang membawa Request message melalui semua interface yang mengenable RIP. Proses RIP kemudian memasuki fase mendengarkan Request RIP atau mengirimkan Response message. Neighbor yang menerima pesan Request akan mengirimkan Response yang berisi tabel routing mereka.

Ketika router yang merequest menerima Response message, router akan memproses informasi yang ada didalamnya. Jika terdapat entri route tertentu yang belum dikenali, maka router akan memasukkannya kedalam tabel routing beserta address dari router yang meng-advertise paket. Jika terdapat entri route yang ternyata sudah ada didalam tabel routing, maka entri yang sudah ada akan digantikan hanya jika entri route yang baru memiliki hop count yang lebih rendah. Jika hop count yang baru lebih tinggi daripada hop count yang telah tersimpan dan paket update berasal dari router next-hop yang tersimpan dalam tabel, maka entri route akan ditandai sebagai unreachable selama waktu yang terdapat dalam holddown period. Jika holddown period telah berakhir dan neighbor yang sama masih tetap meng-advertise entri dengan hop count yang lebih tinggi tersebut, maka metric yang baru (yang lebih tinggi) akan diterima.

RIP Timers and Fitur-Fitur Kestabilan

Setelah startup, router dengan tanpa sebab akan mengirimkan Response message ke semua interface yang mengaktifkan RIP setiap 30 detik. Response message, disebut juga update, berisi seluruh tabel routing dengan pengecualian entri-entri yang ditolak oleh aturan split horizon. Update timer yang menginisiasi periode update ini menyertakan variabel random untuk mencegah terjadinya sinkronisasi. Hasilnya, waktu antara update individu dari proses RIP yang regular berkisar antara 25 sampai 35 detik. Variabel random spesifik yang digunakan oleh Cisco IOS, RIP_JITTER, mengurangi sampai dengan 15 %(4.5 detik) dari waktu update. Karena itu, update dari route Cisco bervariasi antara 25.5 sampai 30 detik. Address destination untuk update adalah address broadcast (255.255.255.255).

Beberapa timer yang lain juga digunakan dalam RIP. Seperti yang dibahas dalam protokol routing distance vector, sebuah timer yang disebut invalidation timer, yang digunakan oleh protokol distance vector digunakan untuk membatasi seberapa lama sebuah entri route dapat berada pada tabel routing tanpa di update. RIP menamakan timer ini sebagai expiration timer atau timeout. Cisco IOS menyebutnya invalid timer. Expiration timer dimulai dari 180 detik saat sebuah entri route baru dimasukkan dan akan di reset pada nilai awal setiap kali ada update yang didapat untuk entri route tersebut. Jika sebuah update untuk entri route tidak pernah diterima dalam waktu 180 detik (6 kali periode update), maka hop count dari entri route tersebut akan di set menjadi 16, yang berarti akan dianggap unreachable.

Timer yang lain, garbage collection atau flush timer, di set sebesar 240 detik, 60 detik lebih lama dari expiration timer, sebuah entri route akan di advertise dengan metric unreachable sampai flush timer ini berakhir, yang kemudian entri route akan dihapus dari tabel routing. Contoh berikut menunjukkan tabel routing yang didalamnya terdapat entri route yang ditandai sebagai unreachable tetapi belum dihapus dari tabel routing.

Mayberry#show ip route

Codes: C – connected, S – static, I – IGRP, R – RIP, M – mobile, B – BGP

D – EIGRP, EX – EIGRP external, O – OSPF, IA – OSPF inter area

E1 – OSPF external type 1, E2 – OSPF external type 2, E – EGP

i – IS-IS, L1 – IS-IS level-1, L2 – IS-IS level-2, * – candidate default

Gateway of last resort is not set

10.0.0.0 255.255.0.0 is subnetted, 4 subnets

C     10.2.0.0 is directly connected, Serial0

R     10.3.0.0 255.255.0.0 is possibly down,

routing via 10.1.1.1, Ethernet0

C     10.1.0.0 is directly connected, Ethernet0

R     10.4.0.0 [120/1] via 10.2.2.2, 00:00:00, Serial0

Timer ketiga yang dimiliki RIP adalah holddown timer. Sebuah update dengan hop count yang lebih besar daripada metric yang tersimpan dalam tabel routing akan menyebabkan entri route mengalami holddown timer  selama 180 detika (6 kali periode update).

Timer-timer ini dapat dimanipulasi dengan perintah berikut:

timers basic update invalid holddown flush

Perintah ini mempengaruhi keseluruhan proses RIP. Jika timing dari salah satu router berubah, maka timing dari semua router dalam domain RIP akan berubah. Karena itu, timer-timer ini tidak seharusnya diubah dari nilai defaultnya tanpa alasan yang spesifik.

RIP mengimplementasikan split horizon with poison reverse dan triggered update. Triggered update akan terjadi setiap kali terjadi perubahan pada metric dari sebuah entri route, dan tidak seperti update regular yang terjadwal, trigered update hanya menyertakan entri-entri yang mengalami perubahan saja. Dan juga triggered update tidak menyebabkan router penerima mereset udpate timer; jika tidak, maka perubahan topologi dapat menyebabkan banyak router harus mereset update timer pada saat bersamaan dan hal itu dapat menyebabkan update regular menjadi sinkron. Untuk menghindari seringnya terjadi trigered update setelah terjadi perubahan topologi, digunakanlah sebuah timer lain. Ketika triggered update dikirimkan, maka timer ini secara random di set antara 1 dan 5 detik, dalam rentang waktu ini, triggered update yang lain tidak boleh dikirimkan.

Beberapa host boleh saja menjalankan RIP dalam mode “silent“. Dinamakan demikian karena host tersebut tidak mengirimkan update RIP, tetapi selalu mendengarkan update-update RIP dan mengupdate tabel routing mereka berdasarkan pesan yang diterima. Misalnya, mesin unix yang menggunakan routed dengan parameter -q berarti mengaktifkan RIP dalam mode silent.

Format RIP Message

Format  RIP message ditunjukkan pada gambar dibawah ini. Setiap message berisi perintah dan nomor versi dan dapat juga berisi entri-entri sampai dengan 25 entri route. Setiap entri route menyertakan IP address yang dapat dijangkau oleh route, dan hop count untuk entri route tersebut. Jika sebuah router harus mengirimkan update yang berisi lebih dari 25 entri route, maka router tersebut harus membuat RIP message lebih banyak. Ukuran inisial message sebesar 4 octet, dan setiap entri route sebesar 20 octet. Karena itu, ukuran maksimum RIP message adalah 4+(25×20)=504 octet. Jika termasuk 8-byte header UDP maka ukuran message jadi sebesar 512 octet (tidak termasuk IP header).

Command akan selalu di set 1 yang menandakan Request message, atau 2, yang menandakan Response message.

Version akan di set 1 untuk RIP versi 1.

Address Family Identifier di set 2 untuk IP. Satu-satunya pengecualian untuk field ini adalah request untuk tabel routing penuh sebuah router.

IP Address adalah address destination dari sebuah entri route. Entri ini dapat berupa address major network, sebuah subnet, atau host.

Metric adalah hop count yang akan di set antara 1 sampai 16.

Tipe Request Message

Request message RIP dapat merequest keseluruhan tabel routing atau informasi untuk entri route spesifik. Untuk kasus pertama, Request message akan memiliki entri route tunggal yang didalamnya berisi address di set nol, (0.0.0.0) dan metric 16. Mesin yang menerima request seperti ini akan memberikan tanggapan dengan cara mengirimkan pesan unicast yang berisi seluruh tabel routing kepada mesin yang merequest, kecuali entri route yang dibatasi oleh split horizon dan boundary summarization.

Beberapa proses diagnostik bisa saja membutuhkan informasi spesifik tentang sebuah atau beberapa route. Dalam kasus seperti ini, Request message akan dikirimkan dengan entri yang berisi address yang dibutuhkan. Mesin yang menerima request ini akan memproses entri-entri satu persatu, kemudian membuat Response message berdasarkan request. Jika mesin/router memiliki entri pada tabel routing yang bersesuaian dengan address yang di request, maka router akan memasukkan metric untuk entri routenya kedalam field metric. Jika tidak, maka field metric akan di set 16. Response akan memberitahukan apa yang persisnya diketahui oleh router, dengan tanpa mempertimbangkan split horizon ataupun boundary summarization.

Seperti yang telah disebutkan diatas, host/mesin bisa saja menjalankan RIP dalam mode silent. Pendekatan ini memungkinkan mesin tersebut untuk tetap menjaga tabel routing nya tetap up-to-date dengan cara mendengarkan setiap pesan update RIP dari router-router lain tanpa harus mengirimkan Response message kedalam network. Akan tetapi, untuk proses diagnostika, kemungkinan akan dibutuhkan untuk memeriksa tabel routing yang ada pada mesin silent tersebut. Karena itu RFC 1058 menetapkan bahwa jika sebuah mesin silent menerima request dari port UDP yang bukan standard 520, maka host harus memberikan response.

Classful Routing

MtPilate#show ip route

Codes: C – connected, S – static, I – IGRP, R – RIP, M – mobile, B – BGP

D – EIGRP, EX – EIGRP external, O – OSPF, IA – OSPF inter area

E1 – OSPF external type 1, E2 – OSPF external type 2, E – EGP

i – IS-IS, L1 – IS-IS level-1, L2 – IS-IS level-2, * – candidate default

Gateway of last resort is not set

10.0.0.0 255.255.0.0 is subnetted, 9 subnets

R    10.10.0.0 [120/3] via 10.5.5.1, 00:00:20, Serial1

[120/3] via 10.1.1.1, 00:00:21, Ethernet0

R    10.11.0.0 [120/3] via 10.5.5.1, 00:00:21, Serial1

[120/3] via 10.1.1.1, 00:00:21, Ethernet0

R    10.8.0.0 [120/2] via 10.1.1.1, 00:00:21, Ethernet0

[120/2] via 10.5.5.1, 00:00:21, Serial1

R    10.9.0.0 [120/2] via 10.5.5.1, 00:00:21, Serial1

[120/2] via 10.1.1.1, 00:00:21, Ethernet0

R    10.3.0.0 [120/1] via 10.1.1.1, 00:00:21, Ethernet0

[120/1] via 10.5.5.1, 00:00:21, Serial1

C    10.1.0.0 is directly connected, Ethernet0

R    10.6.0.0 [120/1] via 10.1.1.1, 00:00:21, Ethernet0

[120/1] via 10.5.5.1, 00:00:22, Serial1

R    10.7.0.0 [120/2] via 10.1.1.1, 00:00:22, Ethernet0

[120/2] via 10.5.5.1, 00:00:22, Serial1

C    10.5.0.0 is directly connected, Serial1

172.25.0.0 255.255.255.0 is subnetted, 3 subnets

R    172.25.153.0 [120/1] via 172.25.15.2, 00:00:03, Serial0

R    172.25.131.0 [120/1] via 172.25.15.2, 00:00:03, Serial0

C    172.25.15.0 is directly connected, Serial0

Ketika sebuah paket diterima oleh router yang menjalankan RIP dan router memeriksa tabel routing, maka akan ada banyak kemungkinan entri yang dieliminasi sehingga tinggal 1 entri route tunggal yang mencocoki dengan paket. Pertama, porsi network dari address destination pada paket dibaca dan tabel routing diperiksa untuk mencari entri yang mencocoki dengan porsi network tadi. Itu adalah langkah pertama untuk membaca angka network major kelas A,B, atau C yang mendefinisikan pencarian tabel untuk entri classful. Jika tidak ada entri yang cocok dengan major network tersebut maka paket akan di drop dan pesan ICMP Destination Unreachable akan dikirimkan kepada pengirim paket. Jika terdapat entri yang cocok dengan porsi network, maka subnet-subnet untuk major network tersebut akan didaftar dan diperiksa. Jika terdapat yang mencocoki maka paket akan diforwardkan. Jika tidak, paket akan di drop dan ICMP Destination Unreachable akan dikirimkan.

Classful Routing: Subnet-Subnet yang terhubung langsung (Directly Connected)

Pencarian entri route classful dapat digambarkan dengan 3 contoh berikut (berdasarkan pada tabel routing diatas):

1. Jika sebuah paket dengan address destination 192.168.35.3 diterima oleh sebuah router, maka tidak ditemukan major network 192.168.35.0 didalam tabel routing, dan paket akan di drop.
2. Jika sebuah paket dengan address destination 172.25.33.89 diterima oleh router, maka paket tersebut mencocoki dengan sebuah entri pada network kelas B 172.25.0.0/24. Subnet-subnet untuk major network ini akan di periksa; tidak terdapat subnet untuk 172.25.33.0 yang mencocoki, maka paket akan di drop.
3. Terakhir, sebuah paket yang ditujukan untuk 172.25.153.220 diterima oleh router. Kali ini paket mencocoki network 172.25.0.0/24 dan terdapat subnet yang mencocoki yakni 172.25.153.0, karena itu paket akan di forward ke address next-hop 172.25.15.2

Dari gambar format RIP message diatas dapat diketahui bahwa tidak ada ketentuan bagi RIP untuk mengadvertise subnet mask yang disertakan pada entri route. Maka, tidak ada mask yang bersesuaian dengan subnet-subnet yang terdapat pada tabel routing. Karena itu, jika sebuah router yang memiliki tabel routing seperti diatas menerima paket dengan address destination 172.25.131.23, maka router tidak mengetahui cara untuk menentukan bagian-bagian subnet bit dan host bit, atau bahkan tidak dapat mengetahui apakah address di subnet atau tidak.

Hal yang dilakukan oleh router adalah mengasumsikan bahwa mask yang dikonfigurasi pada interface yang terhubung pada network 172.25.0.0 digunakan secara konsisten dalam seluruh network. Router akan menggunakan mask-nya sendiri untuk network 172.125.0.0 untuk memperoleh subnet dari address destination. Karena hal inilah, semua subnet mask dibawah major network harus konsisten.

Classful Routing: Ringkasan

Karakteristik dari protokol routing classful adalah ia tidak mengadvertise subnet mask address. Karena itu protokol routing classful pertama kali harus mencocoki porsi network major kelas A,B, atau C dari address destination. Untuk setiap paket yang memasuki router.

1. Jika address destination termasuk anggota dari major network yang terhubung langsung, maka subnet mask yang dikonfigurasi pada interface yang terhubung pada network tersebut akan digunakan untuk menentukan subnet dari address destination. Karena itu, subnet mask yang sama harus digunakan untuk seluruh major network tersebut.
2. Jika address destination bukan anggota dari major network yang terhubung langsung, maka router akan berusaha mencocokkan hanya porsi major kelas A,B,atau C dari address destination.

• Open Shortest Path First (OSPF) untuk IP
• The ISO’s Intermediate System-to-Intermediate System (IS-IS) for CLNS and IP
• DEC’s DNA Phase V
• Novell’s NetWare Link Services Protocol (NLSP)

Meskipun protokol link-state dianggap lebih kompleks daripada protokol distance vector, tetapi sebenarnya dasar-dasar fungsinya tidak begitu kompleks:

1. Setiap router menjalin relasi ketetanggaan (adjacency) dengan setiap neighbornya.
2. Setiap router mengirimkan unit data yang disebut Link State Advertisement (LSA) kepada setiap neighbornya. LSA mendaftar setiap link yang dimiliki oleh router, dan untuk setiap link dicantumkan juga informasi link tersebut, status, metric dari interface router pada link, dan setiap neighbor yang terhubung pada link tersebut. Setiap neighbor yang menerima advertisement ini (LSA) akan memforward LSA tersebut kepada neighbor masing-masing.
3. Setiap router menyimpan kopi dari semua LSA yang diterima dalam satu database. Jika semua berjalan dengan baik, seharusnya database pada semua router adalah identik satu sama lain.
4. Database topologi yang lengkap, disebut juga link state database, digunakan oleh algoritma Dijkstra untuk menghasilkan graph (gambaran) network yang menunjukkan jalur terpendek menuju setiap router. Protokol link state dapat mengecek link state database untuk mencari subnet-subnet apa saja yang terhubung pada setiap router, dan memasukkan informasi ini kedalam tabel routing.

Neighbors

Pencarian router-router tetangga (neighbor discovery) adalah langkah pertama untuk mengoperasikan lingkungan link state. Untuk menjaga status hubungan dengan neighbor, digunakanlah protokol Hello. Protokol ini akan mendefinisikan format paket Hello dan prosedur untuk saling bertukar paket dan juga memproses informasi yang terdapat pada paket.

Minimal, paket hello akan berisi router ID (RID) dan address dari network yang akan dikirimi paket hello. Router ID adalah sesuatu yang digunakan untuk membedakan router dengan router-router lain, misalnya, IP address dari salah satu interface yang dimiliki. Field pada paket juga dapat berisi informasi subnet mask, Hello interval, periode maximum yang dibutuhkan sebuah router untuk menunggu paket hello dari neighbor sebelum menganggap neighbor tersebut mati, tipe circuit, dan tanda-tanda yang lain untuk membangun status adjacency (status bersebelahan).

Ketika 2 router telah menemukan satu sama lain sebagai sebuah neighbor, mereka akan mensinkronisasikan database mereka dimana mereka saling bertukar dan memverifikasi informasi database sampai database yang dimiliki masing-masing menjadi identik. Untuk melakukan hal ini, neighbor-neighbor harus bersebelahan (berstatus adjacent) dan harus bersepakat pada beberapa hal seperti parameter-parameter protokol misal timer dan lainnya. Dengan menggunakan paket Hello untuk menjalin adjacency, protokol link state dapat saling bertukar informasi dengan cara yang terkontrol. Bandingkan dengan distance vector yang hanya membroadcast update keluar pada setiap interface yang dikonfigurasi untuk protokol routing.

Selain untuk menjalin adjacency, paket hello juga berfungsi sebagai keepalive untuk memonitor adjacency. Jika paket hello tidak lagi terdengar dari adjacent neighbor dalam waktu yang telah ditentukan, maka neighbor dianggap unreachable dan status adjacency terputus. Biasanya interval periode paket hello adalah 10 detik, dan periode keepalive adalah 4 kalinya.

Link State Flooding

Setelah status adjacency terjalin, router-router akan mulai saling mengirimkan LSA masing-masing. Advertisement akan dikirimkan kepada semua neighbor (flooding). Dan pada gilirannya, setiap LSA yang diterima oleh router akan dikopi dan diforwardkan lagi kepada setiap neighbor masing-masing kecuali neighbor yang mengirimkan LSA tersebut. Proses ini adalah salah satu keuntungan protokol link state atas distance vector. LSA diforwardkan dengan segera, sedangkan protokol distance harus menjalankan algoritmanya, kemudian mengupdate tabel routing sebelum dapat memforwardkan update routing, walaupun itu triggered update. Hasilnya, protokol link state membutuhkan waktu convergence yang lebih singkat daripada distance vector.

2 prosedur yang sangat vital pada proses flooding ini adalah : sequencing dan aging.

Sequence Numbers

Kesulitan yang dialami pada proses flooding adalah ketika semua router telah menerima semua LSA, maka proses flooding harus dihentikan. Sebuah nilai time-to-live dalam paket dapat saja di andalkan untuk mengakhiri proses flooding, tetapi hal ini kurang effisien karena LSA akan terus bergentayangan dalam network sebelum time-to-live berakhir. Misalkan network dalam gambar berikut, subnet 172.22.4.0 pada router A mengalami kegagalan, dan A mem-flood sebuah LSA pada neighbor B dan D,  memberitahukan status link yang gagal. B dan D kemudian akan mem-flood hal tersebut pada semua neighbor mereka masing-masing, dan begitu seterusnya.

Mari kita lihat yang terjadi pada Router C. sebuah LSA diterima dari Router B pada sat t1, kemudian dimasukkan dalam database topologi C, dan kemudian diforwardkan ke Router F. Pada beberapa waktu kemudian t3, duplikasi yang lain dari LSA yang sama diterima Router C dari jalur yang lebih panjang A-D-E-F-C. Router C yang menerimanya mengetahui bahwa LSA yang barusan diterima sudah ada dalam database; pertanyaannya adalah, haruskah C memforward LSA yang baru diterima ke Router B? jawabannya adalah tidak, karena B telah menerima advertisement tersebut. Router C mengetahui hal ini karena LSA yang diterima dari Router  F memiliki nomor urut (sequence number) yang sama dengan LSA yang diterima lebih awal dari Router B.

Ketika Router A mengirim keluar LSA, Router A akan menyertakan sequence number yang identik untuk setiap duplikat yang dikirim. Sequence number ini akan disimpan dalam database topologi router bersamaan dengan LSA lainnya; saat router menerima LSA yang sudah berada dalam database dan ternyata memiliki sequence number yang sama, maka LSA tersebut akan diabaikan. Jika informasi LSA yang sama tersebut memiliki sequence number yang lebih besar, maka LSA yang baru beserta sequence number-nya akan dimasukkan kedalam database dan LSA akan di flood ke semua neighbor. Dengan cara ini, flooding akan berkurang saat semua router telah menerima duplikat dari LSA yang paling baru.

Karena sequence number diletakkan pada field dalam LSA, maka angka tersebut harus memiliki batas maksimum. Apa yang terjadi saat sequence number mencapai nilai maksimum?

Linear Sequence Number Spaces

Salah satu pendekatannya adalah dengan menggunakan linear sequence number space (spasi linear sequence number) yang cukup besar sehingga batas maksimum tidak akan pernah dicapai. Misalnya, jika menggunakan field 32-bit, maka akan ada spasi sebesar 2³²=4,294,967,296 sequence number yang tersedia mulai dari 0. Meskipun router membuat paket link state setiap 10 detik, akan membutuhkan waktu 1361 tahun untuk menghabiskan persediaan sequence number; beberapa router memang diharapkan agar beroperasi tanpa reboot dalam waktu yang sangat lama.

Sayangnya, pada dunia yang tidak sempurna ini, sering terjadi kegagalan fungsi. Jika proses routing link state kehabisan sequence number, maka router harus mematikan dirinya sendiri dan tetap dalam keadaan down yang cukup lama agar semua LSAnya expire dalam database untuk kemudian memulai lagi sequence number dari nilai terkecil.

Terdapat masalah lain saat router restart. Jika Router A restart, maka kemungkinan Router A tidak tahu sequence number terakhir yang ia gunakan dan harus memulai lagi, misal dari 0. Tetapi jika neighbornya masih memiliki sequence number Router A sebelumnya didalam database, maka sequence number yang lebih rendah akan dianggap sebagai sequence number yang telah usang dan akan diabaikan. Sekali lagi, proses routing harus tetap down sampai semua LSA expire dalam network. Dengan maximum age yang bisa saja selama 1 jam, maka solusi ini kurang effektif.

Solusi yang lebih baik adalah dengan menambahkan peraturan baru dalam proses flooding: jika sebuah router yang baru saja restart mengirimkan LSA pada neighbor dengan sequence number yang nampak lebih tua dari sequence number yang tersimpan dalam database, maka neighbor akan mengirimkan LSA yang sudah tersimpan beserta sequence numbernya kembali kepada router yang baru restart tersebut. Dengan begitu router yang baru restart akan mengetahui sequence number yang terakhir kali dia gunakan sebelum restart dan kemudian dapat menyesuaikan.

Akan tetapi perlu diperhatikan disini, bahwa sequence number yang terakhir kali dipakai bukanlah sequence number yang mendekati maximum, jika tidak, router yang barusan restart akan harus restart kembali. Sebuah peraturan harus digunakan untuk membatasi lompatan sequence number yang bisa digunakan oleh router, misalnya, sequence number tidak boleh meningkat lebih dari setengah dari total spasi sequence number.

IS-IS menggunakan spasi linear sequence number sebesar 32-bit.

Aging

Format LSA harus menyertakan field yang berisi umur (age) advertisement. Ketika LSA pertama dibuat, router memberikan nilai 1 pada field ini. Seiring dengan paket di flood kedalam network, setiap router akan menaikkan  nilai age advertisement ini.

Proses ini menambah lapisan lain kehandalan proses flooding. Protokol mendefinisikan nilai maximum age difference (MaxAgeDiff) untuk network. Sebuah router mungkin saja menerima lebih dari satu duplikat kopi dari LSA yang sama dengan sequence number yang sama tetapi memiliki nilai age yang berbeda. Jika perbedaan nilai age ini lebih kecil dari nilai MaxAgeDiff, maka diasumsikan bahwa perbedaan itu terjadi karena network latency yang normal; LSA yang sudah berada dalam database akan dipertahankan dan LSA yang baru datang dengan age yang lebih besar tidak akan di flood. Jika perbadaan nilai age ini lebih besar dari nilai MaxAgeDiff, maka diasumsikan telah terjadi anomali/keganjilan dalam network sehingga LSA dikirimkan tanpa dinaikkan nilai sequence numbernya. Dalam kasus ini, maka LSA yang baru akan disimpan, dan paket akan di flood. Biasanya nilai MaxAgeDiff ini adalah 25 menit (dipakai oleh OSPF).

Umur (age) sebuah LSA akan terus bertambah selama berada dalam link state database. Jika nilai age dari link state yang tersimpan terus bertambah sampai pada nilai maximum (MaxAge) yang didefinisikan oleh protokol routing, maka LSA akan di flood ke semua neighbor dan akan dihapus dari database.

Jika sebuah LSA akan dihapus dari database ketika mencapai MaxAge, maka harus ada mekanisme untuk memvalidasi LSA secara periodik dan me-reset timer sebelum mencapai nilai MaxAge. Sebuah timer Link State Refresh Time (LSRefreshTime) dibuat, jika timer ini berakhir, maka router akan mem-flood LSA yang baru pada semua neighbor yang kemudian akan mereset nilai age menjadi nilai age yang baru diterima. OSPF mendefinisikan nilai MaxAge sebesar 1 jam dan LSRefreshTime sebesar 30 menit.

Link State Database

Setelah neighbor discovery dan flooding LSA, tugas selanjutnya protokol routing link state adalah membangun link state database. Link state database atau database topology  menyimpan semua LSA dalam bentuk rangkaian rekaman. Walaupun sequence number, age dan informasi-informasi lain disertakan didalam LSA, variabel-variabel ini ada terutama untuk me-manage proses flooding. Informasi penting dalam proses penentuan jalur (path) terbaik adalah dengan meng-advertise router ID, network-network yang terhubung langsung (directly connected), dan cost yang berhubungan dengan network-network/ neighbor tersebut. LSA akan menyertakan 2 tipe informasi umum:

• Informasi link router: mengadvertise neighbor-neighbor yang bersebelahan (adjacency) yang berupa triple (3 buah item Router ID, neighbor ID,dan Cost), dimana cost adalah cost dari link ke neighbor.
• Informasi network stub: mengadvertise stub subnet (subnet yang tidak memiliki neighbor) yang terhubung langsung pada router yang berupa triple (3 buah item Router ID, Network ID, dan Cost).

Algoritma shortes path first (SPF) akan dijalankan sekali pada informasi link router untuk menetapkan jalur terpendek bagi setiap router, kemudian informasi network stub digunakan untuk menambahkan network-network tersebut pada router. Gambar berikut menunjukkan sebuah network dengan beberapa router dan link-link yang menghubungkan mereka; network stub tidak diperlihatkan agar lebih sederhana. Perhatikan bahwa beberapa link memiliki cost yang berbeda-beda pada setiap ujungnya. Cost berhubungan dengan arah keluar dari outgoing interface. Misalnya, link RB ke RC memiliki cost 1, sedangkan link yang sama memiliki cost sebesar 5 dari arah RC ke RB.

Cost sebuah link dihitung dari arah keluar sebuah interface dan tidak harus sama pada semua interface dalam satu link.

Tabel berikut menunjukkan link state database generic untuk network pada gambar diatas, sebuah duplikat link state database ini akan disimpan dalam setiap router. Jika kita perhatikan database ini, maka kita dapat melihat bahwa database ini menggambarkan network secara komplit. Setelah ini barulah mungkin untuk mengkalkulasi sebuah tree (pohon) yang menggambarkan jalur terpendek menuju setiap router dengan menjalankan algoritma SPF.

Algoritma SPF

Sungguh sangat disayangkan algoritma Dijkstra dikenal pada dunia routing sebagai algoritma shortest path first. Meski begitu, tujuan dari setiap protokol routing adalah untuk mengkalkulasi jalur terpendek.

Berikut adalah sebuah versi dari algoritma Dijkstra yang telah diadaptasi untuk router:

1. Sebuah router menginisialisasi pohon (tree) database dengan menjadikan dirinya sebagai akar (root). Entri ini menunjukkan router sebagai neighbornya sendiri dengan cost=0.
2. Semua triple dalam link state database yang menggambarkan link pada neighbors dari router root tersebut akan ditambahkan dalam candidat database.
3. Cost dari root menuju tiap link dalam candidate database akan dikalkulasi. Link dalam candidate database dengan cost paling rendah dipindahkan kedalam pohon (tree) database. Jika 2 atau lebih memiliki cost yang sama maka akan dipilih salah satu.
4. Neighbor ID dari link yang baru saja ditambahkan dalam tree database diperiksa. Dengan pengecualian untuk setiap triple yang Neighbor ID nya telah ada pada tree database, triple-triple didalam link state database yang menggambarkan neighbor router tersebut akan ditambahkan dalam candidate database.
5. Jika entri-entri tetap berada dalam candidate database, kembali ke langkah 3. Jika candidate database kosong, algoritma dihentikan. Saat selesai, satu buah Neighbor ID tunggal dalam tree database menggambarkan semua router dan shortest path tree telah lengkap.

Berikut adalah kemungkinan bentuk shortest parth tree yang dihasilkan dengan menjalankan algoritma pada network diatas.

Area

Area adalah sebuah subset yang terdiri dari beberapa router yang membangun network. Memecah-mecah network menjadi beberapa area adalah solusi dari beberapa isu pada protokol link state berikut:

• Database yang diperlukan membutuhkan memori yang lebih daripada prokolol distance vector.
• Algoritma yang kompleks memberikan beban yang lebih pada CPU daripada yang diberikan oleh protokol distance vector.
• Proses mem-flood paket link state yang kurang baik mempengaruhi bandwidth yang tersedia, terutama pada network yang tidak stabil.

Protokol link state modern dan router-router yang menjalankannya di desain untuk mengurangi effek-effek tersebut, tetapi tetap tidak dapat menghilangkannya. Bayangkan jika terdapat 8000 router dalam network, maka tentu saja hal ini akan sangat mempengaruhi memori, CPU, dan bandwidth.

Dampak seperti ini dapat dikurangi dengan mengimplementasikan konsep area, seperti pada gambar dibawah ini. Ketika sebuah network dibagi-bagi menjadi beberapa area, router-router yang berada dalam satu area hanya perlu mem-flood LSA dalam satu areanya saja dan dengan begitu hanya perlu memanage link state database untuk area tersebut. Semakin kecil database berarti semakin sedikit memori yang dibutuhkan bagi setiap router dan semakin sedikit beban CPU untuk menjalankan algoritma SPF diatas database tersebut. Jika terjadi perubahan topologi, maka flood yang disebabkan olehnya hanya terbatas pada satu area.

Router-router yang menghubungkan 2 area (Area Border Router, dalam istilah OSPF) termasuk pada kedua area dan harus memelihara 2 database topologi terpisah. Sebuah router pada 1 area yang ingin mengirimkan paket pada area lain hanya perlu mengetahui letak Area Border Router nya.

Beberapa protokol routing yang tergolong distance vector antara lain:

• Routing Information Protocol (RIP) for IP
• XNS RIP dari Xerox Networking System
• IPX RIP dari Novell
• Systems Internet Gateway Routing Protocol (IGRP) dan Enhanced Internet Gateway Routing Protocol (EIGRP) dari Cisco
• DNA Phase IV dari DEC
• Routing Table Maintenance Protocol (RTMP) dari AppleTalk

Ciri Khas Umum

Protokol routing distance vector biasanya menggunakan sebuah algoritma routing dimana setiap router secara periodik mengirimkan update routing kepada semua tetangga (neighbor) dengan cara mem-broadcast seluruh isi tabel routing.

Update Periodik

Update periodik berarti pada setiap rentang waktu tertentu, setiap router akan mengirimkan update routing. Rentang waktu ini berkisar antara 10 (RTMP dari AppleTalk) sampai 90 (IGRP dari Cisco) detik. Perlu diperhatikan disini, jika frekuensi update terlalu sering, traffik bisa jadi terlalu padat dan membebani CPU router, jika frekuensi terlalu jarang, convergence time jadi terlalu lama.

Neighbors

Tetangga (Neighbor) bagi sebuah router berarti router lain yang berada pada data link yang sama. Protokol routing distance vector mengirimkan updatenya kepada router-router neighbor-nya dan bergantung pada neighbor untuk mengirimkan informasi update kepada neighbor mereka yang lain. Karena alasan inilah, routing distance vector disebut menggunakan update hop-by-hop.

Update Broadcast

Ketika router pertama kali aktif dalam network, bagaimana cara router tersebut menemukan router-router yang lain dan memberitahukan keberadaan dirinya sendiri? Cara paling sederhana adalah dengan mengirimkan update dengan tujuan address broadcast (255.255.255.255). Router-router tetangga yang menggunakan protokol routing yang sama akan menerima paket broadcast ini dan dapat mulai bertukar informasi sebagai neighbor. Host-host dan mesin lain yang tidak berkepentingan akan mengabaikan paket tersebut.

Update Seluruh Tabel Routing

Kebanyakan protokol routing distance vector mengambil cara paling mudah untuk memberitahu neighbor semua yang diketahui dengan cara mem-broadcast keseluruhan isi tabel routing. Neighbor yang menerima update ini akan mengumpulkan informasi-informasi yang mereka butuhkan dan mengabaikan yang lainnya.

Routing by Rumor

Gambar berikut menunjukkan cara kerja algoritma distance vector. Dalam contoh ini, metric yang digunakan adalah hop count. Pada saat t₀ Semua router baru saja aktif. Dengan melihat tabel routing pada baris paling atas, pada saat t₀ informasi yang dimiliki oleh keempat router hanyalah network-network yang terhubung langsung (directly connected). Pada tabel hal ini diindikasikan dengan entri yang tidak memiliki router next-hop dan hop count nya sama dengan 0. Setiap router akan mem-broadcast informasi ini pada setiap link yang terhubung pada masing-masing router.

Pada saat t₁, update pertama telah diterima dan diproses oleh semua router. Kita lihat pada tabel routing A, update dari router B pada A mengatakan bahwa Router B dapat mencapai network 10.1.2.0 dan 10.1.3.0, keduanya sejauh 0 hop. Jika network sejauh 0 hop dari B, berarti network tersebut sejauh 1 hop dari A. Router A menaikkan nilai hop sejauh 1 satuan dan memasukkan dalam tabel routing. Router A sudah mengetahui network 10.1.2.0 dengan hop count 0, jadi Router A mengabaikan informasi network 10.1.2.0 dengan hop count 1 (lebih besar dari hop count yang sudah diketahui Router A).

Tetapi, network 10.1.3.0 merupakan informasi yang baru bagi A, jadi informasi tersebut akan dimasukkan kedalam tabel routingnya. Address source dari paket update tersebut adalah interface router B (10.1.2.2), dengan begitu, informasi yang dimasukkan akan memiliki address next-hop 10.1.2.2 dengan hop count sebesar 1.

Router-router yang lain juga melakukan operasi yang sama pada saat yang sama (t₁).

Pada saat t₂, periode update telah habis dan update-update berikutnya akan di broadcast. Router B mengirimkan tabel routing terbarunya, Router A menaikkan hop count network yang di advertise oleh Router B sebesar 1 satuan dan membandingkannya dengan tabel routingnya sendiri. 10.1.3.0 termasuk informasi yang sudah diketahui, dan hop countnya juga tidak berubah, jadi informasi tersebut diabaikan. Sedangkan network 10.1.4.0 merupakan informasi baru dan akan dimasukkan ke dalam tabel routing.

Network berada dalam status convergence pada saat t₃, setiap router telah mengetahui setiap network, address router next-hop untuk setiap network, dan jarak dalam satuan hop setiap network.

Route Invalidation Timers

Kini network pada gambar diatas telah convergence secara sempurna, bagaimana cara network berada pada convergence lagi (re-convergence) jika terjadi perubahan topologi dalam network? Jika network 10.1.5.0 down, maka jawabnya adalah mudah, Router D pada update yang dijadwalkan akan memberikan tanda unreachable (tidak dapat dicapai) pada network tersebut dan mengirimkan informasi tersebut pada update.

Tetapi, bagaimana jika router D yang mengalami kegagalan (down)? Router A,B,dan C masih memiliki entri informasi network 10.1.5.0 pada tabel routing mereka; padahal informasi tersebut tidak valid lagi, tetapi tidak ada router yang menginformasikan hal ini. Router-router lain akan tetap memforward paket pada network yang tidak dapat dicapai (inreachable) tanpa mengetahui fakta yang terjadi.

Problem ini dapat ditangani dengan cara menyetting route invalidation timer untuk setiap entri dalam tabel routing. Misalnya, ketika C pertama kali mengenali network 10.1.5.0 dan memasukkan informasi network tersebut kedalam tabel routing, router C akan memberikan timer (pengukur waktu) untuk entri route tersebut. Setiap update rutin yang diterima dari Router D, C akan mengabaikan informasi network 10.1.5.0 yang telah dikenali dan pada saat yang sama mereset timer pada entri route tersebut.

Saat router D mengalami kegagalan, C tidak lagi mendapatkan update mengenai network 10.1.5.0. Timer akan terus berjalan dan akan berakhir, C akan menandai route sebagai unreachable (tidak dapat dijangkau) dan mengirimkan informasi tersebut pada update berikutnya.

Biasanya periode timer route berkisar antara 3 sampai 6 kali periode update. Sebuah router tidak akan menganggap sebuah entri route sebagai route yang tidak valid hanya karena tidak terdapat update dalam satu periode, karena dapat menimbulkan paket lost, atau delay dalam nework. Pada saat yang sama, jika period timer terlalu lama, proses re-convergence menjadi terlalu lama.

Split Horizon

Sebuah update route yang diberikan kembali kepada router dimana paket informasi didapatkan disebut reverse route.  Split horizon adalah salah satu mekanisme untuk mencegah terjadi reverse route diantar 2 router.

Selain alasan agar tidak membuang-buang sumber daya, ada alasan lain yang lebih penting untuk tidak mengirimkan informasi kembali kepada router yang memberikan informasi tersebut. Fungsi terpenting dari protokol routing dinamik adalah untuk mendeteksi dan mengatasi problem perubahan pada topologi network jika jalur terbaik pada network tidak lagi dapat dijangkau, protokol harus mencari jalur terbaik berikutnya.

Kita lihat kembali pada network yang telah convergence pada gambar diatas, dan misalkan network 10.1.5.0 mengalami kegagalan atau down. Router D akan mendeteksi hal ini, dan menandai network sebagai unreachable (tidak dapat dijangkau), dan mengirimkan informasi tersebut kepada Router C pada interval update berikutnya. Akan tetapi, sebelum D mengirimkan update, update dari C tiba lebih dulu, dan meng-klaim bahwa router D dapat menjangkau network 10.1.5.0 sejauh 1 hop. Router C akan menaikkan hop count dan memasukkan informasi tersebut kedalam tabel routing yang mengindikasikan bahwa network 10.1.5.0 dapat dijangkau melalui interface Router C 10.1.4.1 sejauh 2 hop.

Kini paket yang ditujukan untuk address 10.1.5.3 tiba pada router C, yang kemudian akan memforward paket tersebut pada router D. Router D , dari informasi didalam tabel routing akan memforward paket tersebut ke Route C, C kembali ke D, dan begitu seterusnya. Terjadilah routing loop.

Dengan mengimplementasikan split horizon kemungkinan terjadinya routing loop dapat dicegah. Ada 2 kategori split horizon: simple split horizon dan split horizon with poisoned reverse.

Atura pada simple split horizon adalah pada saat mengirimkan update keluar melalui suatu interface, jangan pernah menyertakan informasi-informasi network yang didapatkan dari update pada interface tersebut.

Router-router pada gambar dibawah ini mengimplementasikan simple split horizon. Router C mengirimkan update kepada Router D untuk network 10.1.1.0, 10.1.2.0, dan 10.1.3.0. Network 10.1.4.0 dan 10.1.5.0 tidak disertakan dalam update karena informasi network-network tersebut didapatkan dari Router D. Seperti itu juga, update pada Router B berisi 10.1.4.0 dan 10.1.5.0 dan tidak menyertakan network 10.1.1.0, 10.1.2.0, dan 10.1.3.0.

Split horizon with poisoned reverse adalah modifikasi dari simple split horizon yang menyediakan informasi yang lebih positif.

Aturan pada split horizon with poisoned reverse adalah, ketika mengirim keluar update melalui suatu interface, maka setiap informasi network yang didapatkan dari interface tersebut ditandai sebagai unreachable.

Pada skenario network diatas, Router C akan tetap meng-advertise network 10.1.4.0 dan 10.1.5.0 kepada Router D tetapi network-network tersebut akan ditandai sebagai unreachable. Gambar berikut menunjukkan tabel routing yang dikirimkan dari C ke D dan B akan nampak mirip. Perhatikan bahwa route ditandai sebagai unreachable dengan mengeset metric menjadi inf (infinity/tidak terbatas), dengan kata lain, network berada pada jarak sejauh tak terbatas.

Split horizon with poisoned reverse dianggap lebih aman dan lebih baik dari pada simple split horizon. Digunakan pendekatan “berita yang buruk lebih baik daripada tidak ada berita sama sekali“. Misalnya, Router B menerima informasi yang salah yang menyebabkan router D  menganggap subnet 10.1.1.0 dapat dijangkau via Router C. Simple split horizon tidak akan melakukan apa-apa untuk membetulkan kesalahpahaman ini, sedangkan  update dengan metode split horizon with poisoned reverse akan langsung menghentikan kemungkinan terjadinya loop. Untuk alasan ini, implementasi distance vector yang modern menggunakan split horizon with poisoned reverse. Efek sampingnya adalah paket update jadi lebih besar yang mungkin dapat memperparah masalah kepadatan traffik pada link.

Counting to Infinity

Split horizon akan dapat mencegah loop yang terjadi antar neighbor, tetapi tidak dapat menghentikan loop yang terjadi dalam network seperti pada gambar dibawah ini. Misalkan network 10.1.5.0 down. Router D mengirimkan update yang sesuai pada semua neighbornya, Router C (dengan tanda panah putus-putus) dan Router B (dengan tanda panah biasa). Router B akan menandai jalur via D sebagai unreachable, tetapi Router A meng-advertise jalur terbaik berikutnya untuk mencapai 10.1.5.0 yang adalah sejauh 3 hop. B memasukkan informasi ini pada tabel routing.

B kini memberitahukan D bahwa B memiliki jalur alternatif untuk network 10.1.5.0. D memasukkan informasi ini dan mengupdate C dengan mengatakan bahwa D memiliki jalur sejauh 4 hop. C memberi tahu pada A jalur 10.1.5.0 sejauh 5 hop. A memberitahu pada B network tersebut sejauh 6 hop.

B mengganti nilai hop count menjadi 7 dan mengupdate D, dan berputar terus seperti itu. Situasi ini disebut masalah counting-to-infinity karena hop count menuju 10.1.5.0 akan terus bertambah tak terbatas. Semua router mengimplementasikan split horizon tetapi tidak dapat membantu mengatasi masalah ini.

Sebuah cara mengurangi akibat dari counting to infinity adalah dengan mendefinisikan infinity (ketidakterbatasan) itu sendiri. Umumnya, protokol distance vector mendefinisikan infinity sebesar 16 hop. Seiring dengan update yang terus berputar antar router pada gambar diatas, hop count pada network 10.1.5.0 pada semua router akhirnya akan mencapai nilai 16. Pada saat itu, network akan dianggap unreachable.

Triggered Updates

Triggered update, atau disebut juga flash update, sebenarnya sangat sederhana: jika terdapat perubahan metric lebih baik atau lebih buruk, router akan langsung mengirimkan update tanpa menunggu periode update yang telah dijadwalkan. Re-convergence akan lebih cepat terjadi daripada jika semua router harus menunggu untuk mengirimkan update pada waktu yang telah dijadwalkan seperti biasanya, masalah counting-to-infinity juga dapat dikurangi, walaupun tidak bisa dihilangkan secara sempurna. Update regular masih bisa terjadi bersama dengan triggered update. Karena itu setelah menerima update yang benar dari triggered update, router masih dapat menerima informasi route yang salah dari router yang belum re-convergence.

Perbaikan lebih lanjut adalah dengan menyertakan update hanya dari network-network yang memicu adanya update tersebut. Teknik ini mengurangi waktu proses dan efek pada bandwidth network.

Holddown Timers

Jika hop count dari suatu network bertambah, router akan mengeset holddown timer untuk route network tersebut. Sampai timer tersebut berakhir, router tidak akan mau menerima update baru untuk route tersebut.

Efek sampingnya, waktu untuk re-convergence jadi lebih lama. Tidak seperti timer yang lain, holddown timer harus di set secara hati-hati. Jika periode holddown timer terlalu pendek, akan jadi tidak effektif, jika terlalu lama, akan mempengaruhi proses routing normal.

Asynchronous Updates

Gambar dibawah menunjukkan sekumpulan router yang terhubung pada backbone ethernet. Router-router tidak seharusnya membroadcast update-update mereka pada saat bersamaan, karena dengan begitu, paket-paket update akan berbenturan (collide) satu sama lain. Tetapi situasi seperti ini dapat saja terjadi ketika beberapa router berada pada satu network broadcast. Sistem delay yang berhubungan dengan proses update dalam router cenderung menyebabkan update timer menjadi sinkron satu sama lain. Karena beberapa router telah sinkron, maka collision akan mulai terjadi, lebih lanjut akan menambah sistem delay, dan pada akhirnya router-router yang berada pada satu network broadcast menjadi sinkron semua.

Asynchronous update dapat dilakukan dengan salah satu dari 2 cara berikut:

• Update timer setiap router tidak bergantung pada proses routing dan karena itu tidak dipengaruhi oleh beban proses pada router.
• Waktu random yang kecil akan ditambahkan pada setiap periode update router sebagai sebuah offset.

Jika router mengimplementasikan metode pertama, maka semua router yang berada pada network broadcast harus dihidupkan dalam waktu yang random. Me-reboot semua router pada waktu yang bersamaan, seperti ketika terjadi pemadaman listrik dalam satu daerah, dapat menyebabkan update timer kembali berada pada waktu yang sama.

Pada metode ke-2, menambahkan waktu random pada periode update menjadi effektif jika variable cukup besar dibandingkan dengan jumlah router yang berada pada network broadcast. Sally Floyd dan Van Jacobson telah melakukan perhitungan bahwa jika perandoman yang terlalu kecil akan dapat dikalahkan oleh network dengan jumlah router yang cukup banyak, dan karena itu agar dapat menjadi effektif, maka update timer harus berkisar antara 50% dari median periode udpate.