Os algoritmos de roteamento de vetores de distância (distance vector) são autocorrigíveis, mas um problema de loop de roteamento pode exigir primeiro uma contagem até o infinito.

Para evitar esse problema prolongado, os protocolos de vetores de distância (distance vector) definem o infinito como um número máximo específico. Esse número se refere a uma métrica de roteamento (por exemplo, um contador de saltos simples). 

Com esse método, o protocolo de roteamento permite que o loop de roteamento continue até que a métrica exceda o valor máximo permitido. O gráfico mostra o valor da métrica como 16 saltos, o que excede o máximo padrão de 15 saltos para o vetor de distância (distance vector), e o pacote é descartado pelo roteador. De qualquer forma, quando o valor métrico excede o valor máximo, a rede 1 é considerada inalcançável.

Outra origem possível para o loop de roteamento é quando um roteador envia informações corretas sobre um destino inalcançável e logo em seguida recebe informações erradas de algum roteador vizinho que ainda não atualizou sua tabela corretamente.

1) O roteador A passa uma atualização para o roteador B e o roteador D, indicando que a rede 1 está inoperante. O roteador C, entretanto, transmite uma atualização para o roteador B, indicando que a rede 1 está disponível a uma distância de 4, através do roteador D. Isso não viola as regras de split horizon.

2) O roteador B conclui, incorretamente, que o roteador C ainda possui um caminho válido para a rede 1, apesar de ter uma métrica muito menos favorável. O roteador B envia uma atualização para o roteador A, informando o roteador A da nova rota para a rede 1.

3) O roteador A determina agora que pode enviar à rede 1 através do roteador B; o roteador B determina que pode enviar à rede 1 através do roteador C e o roteador C determina que pode enviar à rede 1 através do roteador D. Qualquer pacote introduzido nesse ambiente fará um loop entre roteadores. 

4) O split horizon tenta evitar essa situação. Como mostrado na Figura acima, se uma atualização de roteamento sobre a rede 1 chegar do roteador A, o roteador B ou D não poderá enviar informações sobre a rede 1 de volta para o roteador A. O split horizon assim reduz as informações de roteamento incorretas e reduz a sobrecarga do roteamento.

Com o split horizon simples, atualizações de roteamento enviadas a um roteador vizinho não devem conter informações sobre rotas que foram aprendidas com aquele vizinho. Por exemplo, suponha que o roteador 1 anuncie que tem uma rota para a rede A. O roteador 2 recebe a atualização do roteador 1 e insere a informação sobre a rede A em sua tabela de roteamento. Quando o roteador 2 envia uma atualização de roteamento regular, ele não inclui a entrada para a rede A na atualização enviada para o roteador 1. porque essa rota foi aprendida através dele.

Você pode evitar um problema de contagem até o infinito usando temporizadores holddown, que funcionam da seguinte forma:

1) Quando um roteador recebe uma atualização de um vizinho, indicando que uma rede anteriormente acessível agora está inacessível, o roteador marca a rota como inacessível e inicia um temporizador holddown. Se, a qualquer momento antes do temporizador holddown expirar, uma atualização for recebida do mesmo vizinho indicando que a rede está novamente acessível, o roteador marca a rede como acessível e remove o temporizador holddown.

2) Se chegar uma atualização de um roteador vizinho diferente, com uma métrica melhor que a registrada originalmente na rede, o roteador marca a rede como acessível e remove o temporizador holddown.

3) Se, a qualquer momento antes do temporizador holddown expirar, uma atualização for recebida de um roteador vizinho diferente com uma métrica pior, a atualização será ignorada. Ignorar uma atualização com uma métrica pior quando um temporizador holddown está ativado concede mais tempo para que o conhecimento de uma alteração que cause perturbações seja propagado através de toda a rede.