#include <unistd.h>
int dup(int oldfd);
int dup2(int oldfd, int newfd);
dup函数是让最低位没有被使用的文件描述符也指向oldfd这个文件描述符所指向的文件，成功返回最低那个没有被使用的文件描述符，失败返回-1。
dup2函数是让newfd这个文件描述符也指向oldfd这个文件描述符所指向的文件，如果newfd已经被使用了，那么就关闭它所指向的文件，让newfd指向oldfd指向的文件。成功返回newfd，失败返回-1。所以dup2就是进阶版的dup函数，因为可以指定重定向位置。
#include <fcntl.h> /* Obtain O_* constant definitions */
#include <unistd.h>
int dup3(int oldfd, int newfd, int flags);
dup3自然是dup2函数的进阶版了。他多了一个参数flags，那这个参数是用来干嘛的呢？
看一下这段解释：
dup3（） 与 dup2（） 相同，不同之处在于：
* 调用方可以通过在标志中指定O_CLOEXEC来强制为新文件描述符设置关闭执行标志。
* 如果 oldfd 等于 newfd，则 dup3（） 失败并显示错误 EINVAL。
我们知道fork函数在被调用后，操作系统会通过fork来使用父进程的数据结构，环境变量以及代码生成一个全新的子进程，并且子进程也拥有fork函数，这就会导致子进程的fork也有返回值。而由于子进程和父进程拥有一样的进程地址空间，在读取fork函数的返回值时会访问同一虚拟地址，但对应访问了两个物理空间，这就导致fork函数返回值有两个值（发生了写时拷贝）。事实上，父进程fork函数返回的是子进程的pid，子进程的fork函数返回的是0。
当父进程使用fork函数时，操作系统会为子进程创建一个新的task_struct，新的页表，新的进程地址空间，页表和进程地址空间都是复制父进程的，实际上进程PCB也是很大程度上复制了一部分，其中就包括文件描述符表。这时候父子进程的资源基本上都是共享的。因为父子进程共享同一段物理空间同一段代码，而物理内存和虚拟地址之间需要用页表映射，当子进程对共享代码进行修改时会发生写时拷贝，所以接收fork函数返回值的变量有一样的虚拟地址但是值却不同。同理，子进程使用exec函数进行程序替换后，重新建立页表映射，重新开辟物理空间。
操作系统为了管理一个进程，当进程创建时会先为其创建一个task_struct结构体描述这个进程的信息，方便系统管理它。这个task_struct中有一个成员files_struct，files_struct中有一个成员struct file * fd_array（结构体指针数组），数组每一个元素都是指向一个file结构体的指针。这个结构体指针数组就是我们说的文件描述符表，文件描述符就是file结构体指针数组下标。
file结构体是进程打开一个文件时，操作系统为文件创建的内核数据结构，其中包含文件标志，文件偏移位置，文件inode（在磁盘文件系统中，一个文件有一个唯一的inode），以此就可以对文件进行操作。这就是所说的文件表项。
file结构体会有一个计数器，当多个文件描述符指向同一个文件时，只有所有文件描述符都被释放才这个file结构体才会被释放，否则它会一直保持在内核中。
在父子进程文件描述符表相同的前提下，当进行程序替换时，文件描述符会被释放，但是里面的数据却没有被释放，由于父进程中的文件描述符也指向了这个文件的原因，当子进程该文件描述符释放，对于file结构体来说也就是计数器减一的问题。也就是说还可以用原来的文件描述符（file指针依旧还在，只不过系统默认为这个位置空出来了）找到程序替换前被打开的文件并对其操作，这他妈不是非法操作了么。
可是我们既然已经进行程序替换了，并不需要操作原来的文件，所以我们需要关闭这些被打开的文件。但是你嘎嘎重定向了好多文件，一个一个关闭势必非常麻烦。所以使用O_CLOEXEC的flags标志，使得程序替换前自动关闭newfd，也就是关闭重定向。
