Linux kernel 自 2.6.28 開始正式支持新的文件系统 Ext4。

Ext4 是 Ext3 的改进版，改动了 Ext3 中部分重要的数据结构，而不只像 Ext3 对 Ext2 那样，不过添加了一个日志功能而已。Ext4 能够提供更佳的性能和可靠性，还有更为丰富的功能：



/. 与 Ext3 兼容。 运行若干条命令，就能从
Ext3 在线迁移到 Ext4。而无须又一次格式化磁盘或又一次安装系统。

原有 Ext3 数据结构照样保留。Ext4 作用于新数据，当然。整个文件系统因此也就获得了 Ext4 所支持的更大容量。



/. 更大的文件系统和更大的文件。 较之
Ext3 眼下所支持的最大 16TB 文件系统和最大 2TB 文件。Ext4 分别支持 1EB（1,048,576TB。 1EB=1024PB， 1PB=1024TB）的文件系统。以及 16TB 的文件。

/. 无限数量的子文件夹。

 Ext3
眼下仅仅支持 32,000 个子文件夹，而 Ext4 支持无限数量的子文件夹。

/. Extents。

 Ext3
採用间接块映射。当操作大文件时，效率极其低下。比方一个 100MB 大小的文件。在 Ext3 中要建立 25,600 个数据块（每一个数据块大小为 4KB）的映射表。而 Ext4 引入了现代文件系统中流行的 extents 概念，每一个 extent 为一组连续的数据块。上述文件则表示为“该文件数据保存在接下来的 25,600 个数据块中”，提高了不少效率。

/. 多块分配。

 当 写入数据到
Ext3 文件系统中时。Ext3 的数据块分配器每次仅仅能分配一个 4KB 的块。写一个 100MB 文件就要调用 25,600 次数据块分配器，而 Ext4 的多块分配器“multiblock allocator”（mballoc） 支持一次调用分配多个数据块。



/. 延迟分配。

 Ext3
的数据块分配策略是尽快分配。而 Ext4 和其他现代文件操作系统的策略是尽可能地延迟分配，直到文件在 cache 中写完才開始分配数据块并写入磁盘，这样就能优化整个文件的数据块分配，与前两种特性搭配起来能够显著提升性能。



/. 高速 fsck。

 曾经运行
fsck 第一步就会非常慢，由于它要检查全部的 inode。如今 Ext4 给每一个组的 inode 表中都加入了一份未使用 inode 的列表。今后 fsck Ext4 文件系统就能够跳过它们而仅仅去检查那些在用的 inode 了。



/. 日志校验。 日志是最经常使用的部分，也极易导致磁盘硬件故障。而从损坏的日志中恢复数据会导致很多其它的数据损坏。

Ext4
的日志校验功能能够非常方便地推断日志数据是否损坏，并且它将 Ext3 的两阶段日志机制合并成一个阶段。在添加安全性的同一时候提高了性能。



/. “无日志”（No Journaling）模式。 日志总归有一些开销。Ext4
同意关闭日志，以便某些有特殊需求的用户能够借此提升性能。



/. 在线碎片整理。 虽然延迟分配、多块分配和
extents 能有效降低文件系统碎片，但碎片还是不可避免会产生。Ext4 支持在线碎片整理，并将提供 e4defrag 工具进行个别文件或整个文件系统的碎片整理。



/. inode 相关特性。

 Ext4
支持更大的 inode，较之 Ext3 默认的 inode 大小 128 字节。Ext4 为了在 inode 中容纳很多其它的扩展属性（如纳秒时间戳或 inode 版本号）。默认 inode 大小为 256 字节。

Ext4 还支持高速扩展属性（fast extended attributes）和 inode 保留（inodes reservation）。



/. 持久预分配（Persistent preallocation）。

 P2P
软件为了保证下载文件有足够的空间存放，经常会预先创建一个与所下载文件大小同样的空文件，以免未来的数小时或数天之内磁盘空间不足导致下载失败。 Ext4 在文件系统层面实现了持久预分配并提供对应的 API（libc 中的 posix_fallocate()）。比应用软件自己实现更有效率。



/. 默认启用 barrier。

 磁
盘上配有内部缓存，以便又一次调整批量数据的写操作顺序，优化写入性能，因此文件系统必须在日志数据写来写磁盘的能力后， commit 记录，如果 commit 记录书面。日志可能会被损坏，它会影响数据的完整性。Ext4 默认情况下启用 barrier，目前，只有当 barrier 所有的数据被写入磁盘之前，笔头 barrier 数据之后，通过 "mount -o barrier=0" 命令禁用此功能。