I E T F确保R I P完全向后兼容于所有知道的R I P和路由变体。考虑到这些协议都是高度个体化的，所以开放式的标准R I P没有规定地址类型是必要的。R I P报文中的地址标识域可以包含：
·主机地址。
·子网号。
·网络号。
·0，指示缺省路由。

这个灵活性暗示了如下事实， R I P允许计算至单独主机的路由，也允许计算至包含大量主机的网络的路由。为了适应这一操作中的地址灵活性， R I P节点当转发报文时使用最特别的可用信息。比如，当R I P路由器收到一个I P报文时，必须查看目的地址。它试图把这个地址与路由表中的目的地址作匹配。如果它不能找到那个目的地主机地址，就会检查目的地址是否能和一个已知的子网或网络号进行匹配。如果在这一级也不能进行匹配， R I P路由器会使用缺省路由来转发报文。

1. 路由至网关
到本章的这时为止， R I P路由表中的项一直假设为至个别主机的路由。这个简单的假设可以更好地描述路由原本的工作方式。现在，网络已变得太大，网络内有很多主机，记录到主机的路由是不现实的。基于主机的路由不必要地扩大了路由表，并且减慢了路由表中的路由
速度。

在现实世界中，路由计算的是到网络的地址而非到主机的地址。比如，任一网络(子网)上的每一台主机可以通过相同的网关访问，路由表能简单地把网关定义为目的I P地址。所有寻址到那个网络或子网的报文可以转发至网关。之后网关承担把报文转发至最终目的地的责任。

图1 2 - 8显示了这一点：它保留了前面一些图的拓扑结构，但使用了更常规的I P地址。

图12-8 RIP节点能把报文发送至网关

在图1 2 - 8中，主机1 7 2 . 3 1 . 2 5 4 . 5要传输一个I P报文至主机1 9 2 . 1 6 8 . 1 2 5 . 1 0。这个地址对路由器C而言是不可知的。路由器检查子网掩码2 5 5 . 2 5 5 . 2 5 5 . 0。通过子网掩码路由器得出1 9 2 . 1 6 8 . 1 2 5是一个子网号。更重要的是，路由器C知道一条到那个子网的路由。路由器C认为子网上的网关路由器知道如何到达那个主机。因此，路由器C把报文转发至网关。这种方法要求主机只被与其最近的路由器所知，而不需要使整个网络中的路由器都知道。图1 2 - 8中的虚线显示了I P报文行程的两部分：从路由器C到路由器A，再从路由器A到主机1 9 2 . 1 6 8 . 1 2 5 . 1 0。

注意 RIP不支持可变长子网掩码(VLSM)。因此每个网络只能有一个掩码。一个网络包括多个子网是非常可能的，并且每个网络有自己的子网地址，这些子网地址使用相同长度的掩码。RIP也被称为“有类的”路由协议，因为它只支持基于有类的IPv4地址。

2. 网关之间的路由
在前一节所述的情况下，存在潜在的路由问题。如果路由器C不知道目的I P地址的子网掩码，并且地址的主机部分不为0，它就不能确定地址是子网地址还是主机地址，因此报文被认为不可转发而丢弃。

为了避免模糊性，至子网的路由不被广播到包括子网的网络之外。这个子网边界上的路由器作为网关；它把每个子网看作单独的网络。R I P更新在子网内彼此直接相邻的路由器之间进行，但是网络的网关只把网络地址广播给位于其他网络中的相邻网关。

这样做的实际含义是边界网关会向它的相邻者发送不同的信息。子网化网络内的相邻路由器会收到包含与发送者网关直接相连的子网列表的更新报文，路由项会列出每个子网的号。

网络之外的直接相邻者会收到只包含一个路由项的更新报文，那一项压缩包含了网络内所有子网的每一台主机。传输的度量耗费和到达网络的耗费相联系，而不包括网络内的跳数耗费。以这种方式，远端的R I P路由器会认为寻址到那个子网内任何主机的报文可以通过网络
的边界网关路由器到达。

3. 缺省路由
I P地址0 . 0 . 0 . 0用于描述缺省路由。非常类似于子网可以汇聚为至网关路由的方式，缺省路由用于路由至多个没有明确定义和描述的网络。惟一的要求是在这些网络之间必须有一个网关知道如何处理这些产生的报文。

创建缺省路由， R I P需为地址0 . 0 . 0 . 0创建一项。这个特别地址被看作任何其他的目的I P地址。下一跳应该为相邻网关路由器的I P地址，这个路由项的使用同其他项的使用一样，但有一个重要的例外：在报文的目的地址不能和路由表中任何其他项匹配时才使用缺省路由。

表1 2 - 6显示了带有缺省路由的路由器A中路由表的简略内容。在这个表中，只明确标识有一台主机。任何其他局部产生的传输请求被自动转发至网关路由器。