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 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。为了理解这个问题我们考虑图 1.4 中路由集合。图中描述了在图 1.2 中到达网络 1 的路由。
正如图 1.4 （ a ）所显示的那样， R1 直接与网络 1 相连，所以在它的选路表中有一条到该网络的距离为 1 的路由；在周期性的路由广播中包括了这个路由。 R2 从 R1 处得知了这个路由，并在自己的选路表中建立了相应的路由产工将之以距离值 2 广播出去。最后 R3 从 R2 处得知该路由并以距离值 3 广播。
现在假设 R1 到网络 1 的连接失效了。那么 R1 立即更新它的选路表把该路由的距离置为 16 （无穷大）。在下一次广播时， R1 应该通告这一信息。但是，除非协议包含了额外的机制预防此类情况，可能有其他的路由器在 R1 广播之前就广播了其路由。可能假设一个特殊的情况，即 R2 正好在 R1 与网络 1 连接失效后通告其路由。因此， R1 就会收到 R2 的报文，并对此使用通常的矢量距离算法：它注意到 R2 有到达网络 1 的费用更低的路由，计算出现在到达网络 1 需要 3 跳（ R2 通告的到网络 1 费用是 2 跳，再加上到 R2 的 1 跳）。然后在选路表中装入新的通过 R2 到达网络 1 的路由。图 1.4 描述了这个结果。这样的话， R1 和 R2 中的任一个收到去网络 1 的数据报之后，就会把该报文在两者之间来回传输直到寿命计时器超时溢出。
这两个路由器随后广播的 RIP 不能迅速解决这个问题。在下一轮交换选路信息的过程中， R1 通告它的选路表中的各个项目。而 R2 得知 R1 到网络 1 的距离是 3 之后，计算出该路由新长度 4 。到第三轮的时候， R1 收到从 R2 传来的路由距离增加的信息，把自己的选路表中该路由的距离增到 5 。如此循环往复，直至距离值到达 RIP 的极限。