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從alloc_fd的實現上看，一般情況下，Linux每次都從上一次分配的fd（利用文件表中的一個變量next_fd記錄），來開始查找未用的文件描述符。這樣保證新分配的文件描述符都是持續增長的，直到上限，然後回繞。
今天我看了close的內核實現，它調用__put_unused_fd用於釋放文件描述符。
static void __put_unused_fd(struct files_struct *files, unsigned int fd)
{
struct fdtable *fdt = files_fdtable(files);
__FD_CLR(fd, fdt->open_fds);
if (fd < files->next_fd)
files->next_fd = fd;
}
從上面的代碼中，可以發現，當釋放的fd比文件表中的nextfd小的話，nextfd就會更新為當前fd。
結合alloc_fd的代碼，進一步得到Linux文件描述符的選擇策略。當持有的文件描述符關閉時，Linux會盡快的重用該文件描述符，而不是使用遞增的文件描述符值
盡管posix標準沒有說明文件描述符應該如何選擇，但是我並不喜歡當前Linux的策略。當一個正在使用的fd，被另外一個線程關閉時（也許是bug，也許是意外），然後又創建了一個文件描述符。那麽就正好與之前的描述符的值一樣。但是使用之前fd的線程，卻無法察覺到這個變化。結果，如果是普通文件，那麽就可能讀錯或者寫錯文件，如果是socket，那麽就與錯誤的對端進行通信了。
當然，這樣的錯誤可以說是應用層的錯誤。可是作為內核，應該提供好的容錯性。對於fd，如果不迅速重用剛剛關閉的描述符，那麽應用層在使用已關閉文件描述符時，可以立刻返回錯誤。從而避免更嚴重的，並且不易察覺，調試的錯誤。
搞不明白，Linux當前的文件描述符選擇策略有什麽好處？從2.6內核到我目前看到的3.2內核，都是這樣的策略。
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