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Linux文件系统四（Ext文件簇原理及实现）_例题:假设你的 ext2文件系统使用4kb的 block,而该文件系统中有 10000 个小文件,每

作者：爱喝兽奶帝天荒 | 2024-07-08 00:23:15

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例题:假设你的 ext2文件系统使用4kb的 block,而该文件系统中有 10000 个小文件,每

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欢迎大家一起技术交流，本博客主要是自己学习的心得体会,只为每天进步一点点！

个人座右铭：
1.没有横空出世，只要厚积一定发。
2.你可以学历不高，你可以不上学，但你不能不学习

一、磁盘

1.以西部数据为例：（SSD、HDD）

2.逻辑结构

3.磁盘的物理组成

        磁盘的基本概念：
                扇区为最小的物理存储单位，每个扇区为512字节。
                将扇区组成一个圆，那就是柱面，柱面是分区的最小单位。

                每个圆环又称为磁道
                第一个扇区很重要，里面有硬盘主引导记录（Masterbootrecord,MBR）及分区表，其中MBR占有446字节，分区表占有64字节。
                各种接口的磁盘在Linux中的文件名：
                        ①/dev/sd[a-p][1-15]:为SCSI，SATA，USB，Flash等接口的磁盘文件名；
                        ②/dev/hd[a-d][1-63]:为IDE接口的磁盘文件名；

4.磁盘分区

磁盘分区是告诉操作系统“我这块磁盘在此分区可以访问的区域是A柱面到B柱面之间的块”，这样操作系统就知道它可以在所指定的块内进行文件数据的读、写、查找等操作。

磁盘分区即指定分区的起始与结束柱面。而指定分区的柱面范围记录在第一个扇区的分区表中。因为分区表只有64字节（每个分区项占用16个字节，这16个字节中存有活动状态标志、文件系统标识、起止柱面号、磁头号、扇区号、隐含扇区数目(4个字节)、分区总扇区数目(4个字节)等内容。），所以最多只能记录4条分区的记录，这四条记录称为主分区或扩展分区。扩展分区还可以再分出逻辑分区。

扩展分区最多只能有一个（操作系统限制），主分区和逻辑分区的内容可以被格式化，而扩展分区不能格式化。注：MBR分区方案无法支持超过2TB容量的磁盘。因为这一方案用4个字节存储分区的总扇区数，最大能表示2的32次方的扇区个数，按每扇区512字节计算，每个分区最大不能超过2TB。磁盘容量超过2TB以后，分区的起始位置也就无法表示了。

一个磁盘可以划分成多个分区，每个分区必须先用格式化工具（如mkfs命令）格式化成某种格式的文件系统，然后才能存储文件，格式化过程中会在磁盘上写一些管理存储布局的信息。一个分区只能格式化成一个文件系统。

二、Ext2文件系统

EXT2第二代扩展文件系统（英语：second extended filesystem，缩写为 ext2），是LINUX内核所用的文件系统。它开始由Rémy Card设计，用以代替ext，于1993年1月加入linux核心支持之中。ext2 的经典实现为LINUX内核中的ext2fs文件系统驱动，最大可支持2TB的文件系统，至linux核心2.6版时，扩展到可支持32TB。

1.Ext2文件系统格式

The Second Extended File System(ext2)文件系统是Linux系统中的标准文件系统，是通过对Minix的文件系统进行扩展而得到的，其存取文件的性能极好。在ext2文件系统中，文件由inode（包含有文件的所有信息）进行唯一标识。一个文件可能对应多个文件名，只有在所有文件名都被删除后，该文件才会被删除。此外，同一文件在磁盘中存放和被打开时所对应的inode是不同的，并由内核负责同步。

2.Ext2文件系统组成

传统的磁盘与文件系统之应用中，一个分区就是只能够被格式化成为一个文件系统，所以我们可以说一个 filesystem 就是一个 partition。但是由于新技术的利用，例如我们常听到的LVM与软件磁盘阵列(software raid)，这些技术可以将一个分区格式化为多个文件系统(例如LVM)，也能够将多个分区合成一个文件系统(LVM, RAID)！所以说，目前我们在格式化时已经不再说成针对 partition 来格式化了，通常我们可以称呼一个可被挂载的数据为一个文件系统而不是一个分区。
那么文件系统是如何运行的呢？这与操作系统的文件数据有关。较新的操作系统的文件数据除了文件实际内容外，通常含有非常多的属性，例如 Linux 操作系统的文件权限(rwx)与文件属性(拥有者、群组、时间参数等)。文件系统通常会将这两部份的数据分别存放在不同的区块，权限与属性放置到 inode 中，至于实际数据则放置到 data block 区块中。另外，还有一个超级区块 (superblock) 会记录**整个文件系统**的整体信息，包括 inode 与 block 的总量、使用量、剩余量等。每个 inode 与 block 都有编号，至于这三个数据的意义可以简略说明如下：

superblock：记录此 filesystem 的整体信息，包括inode/block的总量、使用量、剩余量，以及文件系统的格式与相关信息等；
inode：记录文件的属性，一个文件占用一个inode，同时记录此文件的数据所在的 block 号码；

block：实际记录文件的内容，若文件太大时，会占用多个 block 。

文件系统中存储的最小单元是块（block），一个块的大小是在格式化时确定的。启动块(Boot Block)的大小为1KB，由PC标准规定，用来存储磁盘分区信息和启动信息，任何文件系统都不能修改启动块。启动块之后才是ext2文件系统的开始，ext2文件系统将整个分区划分成若干个同样大小的块组(Block Group)。在整体的规划当中，文件系统最前面有一个启动扇区(boot sector)，这个启动扇区可以安装启动管理程序，这是个非常重要的设计，因为如此一来我们就能够将不同的启动管理程序安装到个别的文件系统最前端，而不用覆盖整颗硬盘唯一的 MBR，这样也才能够制作出多重引导的环境啊！至于每一个区块群组(block group)的六个主要内容说明如后：

每个块组的组成：

1）超级块(Super Block)描述整个分区的文件系统信息，如inode/block的大小、总量、使用量、剩余量，以及文件系统的格式与相关信息。超级块在每个块组的开头都有一份拷贝（第一个块组必须有，后面的块组可以没有）。为了保证文件系统在磁盘部分扇区出现物理问题的情况下还能正常工作，就必须保证文件系统的super block信息在这种情况下也能正常访问。所以一个文件系统的super block会在多个block group中进行备份，这些super block区域的数据保持一致。超级块记录的信息有：

a.block 与 inode 的总量（分区内所有Block Group的block和inode总量）；

b.未使用与已使用的 inode / block 数量；

c.block 与 inode 的大小 (block 为 1, 2, 4K，inode 为 128 bytes)；

d.filesystem 的挂载时间、最近一次写入数据的时间、最近一次检验磁盘 (fsck) 的时间等文件系统的相关信息；

e.一个 valid bit 数值，若此文件系统已被挂载，则 valid bit 为 0 ，若未被挂载，则 valid bit 为 1 。

每个区段与 superblock 的信息都可以使用 dumpe2fs 这个命令查询

2）块组描述符表(GDT,Group Descriptor Table)由很多块组描述符组成，整个分区分成多个块组就对应有多少个块组描述符。每个块组描述符存储一个块组的描述信息，如在这个块组中从哪里开始是inode Table，从哪里开始是Data Blocks，空闲的inode和数据块还有多少个等等。块组描述符在每个块组的开头都有一份拷贝。

3）块位图(Block Bitmap)用来描述整个块组中哪些块已用哪些块空闲。块位图本身占一个块，其中的每个bit代表本块组的一个block，这个bit为1代表该块已用，为0表示空闲可用。假设格式化时block大小为1KB，这样大小的一个块位图就可以表示10248个块的占用情况，因此一个块组最多可以有10248个块。

4）inode位图(inode Bitmap)和块位图类似，本身占一个块，其中每个bit表示一个inode是否空闲可用。 Inode bitmap的作用是记录block group中Inode区域的使用情况，Ext文件系统中一个block group中可以有16384个Inode，代表着这个Ext文件系统中一个block group最多可以描述16384个文件。

5）inode表(inode Table)由一个块组中的所有inode组成。一个文件除了数据需要存储之外，一些描述信息也需要存储，如文件类型，权限，文件大小，创建、修改、访问时间等，这些信息存在inode中而不是数据块中。inode表占多少个块在格式化时就要写入块组描述符中。在Ext2/Ext3文件系统中，每个文件在磁盘上的位置都由文件系统block group中的一个Inode指针进行索引，Inode将会把具体的位置指向一些真正记录文件数据的block块，需要注意的是这些block可能和Inode同属于一个block group也可能分属于不同的block group。我们把文件系统上这些真实记录文件数据的block称为Data blocks。

Inode Table和单个Inode 结构

inode记录的文件数据至少有：（都是文件属性与权限描述信息）

该文件的访问模式（rwx）该文件的所有者与组（owner/group）该文件的大小该文件创建或状态改变的时间（ctime）最近一次的读取时间（atime）最近修改内容的时间（mtime）定义文件特性的标志（flag），如SetUID等该文件真正内容的指向（Pointer）

Ext2/Ext3文件系统中，采用Inode指针和Data block地址进行直接/间接关联的方式记录文件数据。一个Inode指针要么不对应任何文件的Data block，要么对应一个文件的一个或者多个Data block。在Ext3文件系统中一个Inode指针的长度为4字节，按照一个字节8个bit计算Ext3文件系统中的Inode指针支持32位Data block寻址（2 ^ 32个地址）；到了Ext4文件系统，虽然它不再使用Inode指针，但同样有地址索引的概念，并且长度扩展到了6字节，那么按照一个字节8个bit计算，Ext4文件系统中的索引支持48位Data block寻址（2 ^ 48个地址）。所以如果按照单个Data block记录4KB数据大小来计算，Ext3文件系统支持的最大理论总容量就是：2 ^ 32 *4KB / 1024 / 1024 / 1024 = 16TB，而Ext4文件系统支持的最大理论总容量就是 2 ^ 48 *4KB / 1024 / 1024 / 1024 = 1,048,576TB = 1024 *1024TB。

Ext2/Ext3文件系统的Inode信息存放在block group的Inode Table区域，这个区域的默认大小为512个block，那么再根据文件系统中单个Inode的大小就可以得到每个block group所管理的Inode总数。例如当单位Inode的大小为256字节，得出每个block group所管理的Inode总数为 512 **4096字节 / 256字节 = 8192（Ext4文件系统）；当Inode的大小为128字节，得出每个block group所管理的Inode总数为 512 * 4096字节 / 128字节 = 16384 （Ext3文件系统）

inode 的数量与大小也是在格式化时就已经固定了，除此之外 inode 还有些什么特色呢？

每个 inode 大小均固定为 128 bytes；每个文件都仅会占用一个 inode 而已；承上，因此文件系统能够创建的文件数量与 inode 的数量有关；系统读取文件时需要先找到 inode，并分析 inode 所记录的权限与用户是否符合，若符合才能够开始实际读取 block 的内容。

我们约略来分析一下 inode / block 与文件大小的关系好了。inode 要记录的数据非常多，但偏偏又只有 128bytes 而已，而 inode 记录一个 block 号码要花掉 4byte ，假设我一个文件有 400MB 且每个 block 为 4K 时，那么至少也要十万笔 block 号码的记录呢！inode 哪有这么多可记录的信息？为此我们的系统很聪明的将 inode 记录 block 号码的区域定义为12个直接，一个间接, 一个双间接与一个三间接记录区。这是啥？我们将 inode 的结构画一下好了。

数据块寻址：（ext2是索引式文件系统(indexed allocation)）

一个inode占128字节，其中60个字节用于指向存放文件内容的数据块指针。每个指针4字节，那么有15个指针。最后3个指针用分级间接寻址。假设block为1KB。

12个直接指向，可以有12条记录。

一级间接寻址：1024/4=256，可以有256条记录。

二级间接寻址，可以有256* 256条记录。

三级间接寻址，可以有256 * 256 256条记录。

所以对于1KB的块大小最大可以表示(256^3 +256^2+256+12)1KB≈16GB的文件。

6）数据块(Data Block)是用来放置文件内容数据的地方。根据不同的文件类型有以下几种情况：对于普通文件，文件的数据存储在数据块中。对于目录，该目录下的所有文件名和目录名存储在所在目录的数据块中，除了文件名外，ls -l命令看到的其它信息保存在该文件的inode中。对于符合链接，如果目标路径名较短则直接保存在inode中，如果较长则分配一个数据块来保存。设备文件、FIFO和socket等特殊文件没有数据块。

data block 是用来放置文件内容数据地方，在 Ext2 文件系统中所支持的 block 大小有 1K, 2K 及 4K 三种而已。在格式化时 block 的大小就固定了，且每个 block 都有编号，以方便 inode 的记录啦。不过要注意的是，由于 block 大小的差异，会导致该文件系统能够支持的最大磁盘容量与最大单一文件容量并不相同。因为 block 大小而产生的 Ext2 文件系统限制如下： Block 大小 1KB 2KB 4KB 最大单一文件限制 16GB 256GB 2TB 最大文件系统总容量 2TB 8TB 16TB

Ext2 已经能够支持大于 2GB 以上的单一文件容量，不过某些应用程序依然使用旧的限制，也就是说，某些程序只能够捉到小于 2GB 以下的文件而已，这就跟文件系统无关了！

除此之外 Ext2 文件系统的 block 还有什么限制呢？有的！基本限制如下：

原则上，block 的大小与数量在格式化完就不能够再改变了(除非重新格式化)；每个 block 内最多只能够放置一个文件的数据；承上，如果文件大于 block 的大小，则一个文件会占用多个 block 数量；承上，若文件小于 block ，则该 block 的剩余容量就不能够再被使用了(磁盘空间会浪费)。如上第四点所说，由于每个 block 仅能容纳一个文件的数据而已，因此如果你的文件都非常小，但是你的 block 在格式化时却选用最大的 4K 时，可能会产生一些容量的浪费喔！我们以底下的一个简单例题来算一下空间的浪费吧！

例题：假设你的Ext2文件系统使用 4K block ，而该文件系统中有 10000 个小文件，每个文件大小均为 50bytes，请问此时你的磁盘浪费多少容量？答：由于 Ext2 文件系统中一个 block 仅能容纳一个文件，因此每个 block 会浪费『 4096 - 50 = 4046 (byte)』，系统中总共有一万个小文件，所有文件容量为：50 (bytes) x 10000 = 488.3Kbytes，但此时浪费的容量为：『 4046 (bytes) x 10000 = 38.6MBytes 』。想一想，不到 1MB 的总文件容量却浪费将近 40MB 的容量，且文件越多将造成越多的磁盘容量浪费。

什么情况会产生上述的状况呢？例如 BBS 网站的数据啦！如果 BBS 上面的数据使用的是纯文本文件来记载每篇留言，而留言内容如果都写上『如题』时，想一想，是否就会产生很多小文件了呢？

好，既然大的 block 可能会产生较严重的磁盘容量浪费，那么我们是否就将 block 大小订为 1K 即可？这也不妥，因为如果 block 较小的话，那么大型文件将会占用数量更多的 block ，而 inode 也要记录更多的 block 号码，此时将可能导致文件系统不良的读写效能。

所以我们可以说，在您进行文件系统的格式化之前，请先想好该文件系统预计使用的情况。以鸟哥来说，我的数值模式仿真平台随便一个文件都好几百 MB，那么 block 容量当然选择较大的！至少文件系统就不必记录太多的 block 号码，读写起来也比较方便啊！

3.Ext3日志文件系统的特点

（1）高可用性

系统使用了ext3文件系统后，即使在非正常关机后，系统也不需要检查文件系统。宕机发生后，恢复ext3文件系统的时间只要数十秒钟。

（2）数据的完整性

ext3文件系统能够极大地提高文件系统的完整性，避免了意外宕机对文件系统的破坏。在保证数据完整性方面，ext3文件系统有2种模式可供选择。其中之一就是“同时保持文件系统及数据的一致性”模式。采用这种方式，你永远不再会看到由于非正常关机而存储在磁盘上的垃圾文件。

（3）文件系统的速度

尽管使用ext3文件系统时，有时在存储数据时可能要多次写数据，但是，从总体上看来，ext3比ext2的性能还要好一些。这是因为ext3的日志功能对磁盘的驱动器读写头进行了优化。所以，文件系统的读写性能较之Ext2文件系统并来说，性能并没有降低。

（4）数据转换

由ext2文件系统转换成ext3文件系统非常容易，只要简单地键入两条命令即可完成整个转换过程，用户不用花时间备份、恢复、格式化分区等。用一个ext3文件系统提供的小工具tune2fs，它可以将ext2文件系统轻松转换为ext3日志文件系统。另外，ext3文件系统可以不经任何更改，而直接加载成为ext2文件系统。

（5）多种日志模式

Ext3有多种日志模式，一种工作模式是对所有的文件数据及metadata（定义文件系统中数据的数据,即数据的数据）进行日志记录（data=journal模式）；另一种工作模式则是只对metadata记录日志，而不对数据进行日志记录，也即所谓data=ordered或data=writeback模式。系统管理人员可以根据系统的实际工作要求，在系统的工作速度与文件数据的一致性之间作出选择。

4.Ext3文件系统

EXT3是第三代扩展文件系统（英语：Third extended filesystem，缩写为ext3），是一个日志文件系统，常用于Linux操作系统。它是很多Linux发行版的默认文件系统。

Linux ext3文件系统包括3个级别的日志：日记、顺序和回写。

Linux ext3日志文件系统我：高可用性、数据的完整性、文件系统的速度、数据转换和多种日志模式。

5、EXT3的优点

为什么你需要从ext2迁移到ext3呢？以下有四个主要原因：可用性、数据完整性、速度、易于迁移。

（1）可用性

在非正常当机后（停电、系统崩溃），只有在通过e2fsck进行一致性校验后，ext2文件系统才能被装载使用。运行e2fsck的时间主要取决于 ext2文件系统的大小。校验稍大一些的文件系统（几十GB）需要很长时间。如果文件系统上的文件数量多，校验的时间则更长。校验几百个GB的文件系统可能需要一个小时或更长。这极大地限制了可用性。相比之下，除非发生硬件故障，即使非正常关机，ext3也不需要文件系统校验。这是因为数据是以文件系统始终保持一致方式写入磁盘的。在非正常关机后，恢复ext3文件系统的时间不依赖于文件系统的大小或文件数量，而依赖于维护一致性所需“日志”的大小。使用缺省日志设置，恢复时间仅需一秒（依赖于硬件速度）。

（2）数据完整性

使用ext3文件系统，在非正常关机时，数据完整性能得到可靠的保障。你可以选择数据保护的类型和级别。你可以选择保证文件系统一致，但是允许文件系统上的数据在非正常关机时受损；这是可以在某些状况下提高一些速度（但非所有状况）。你也可以选择保持数据的可靠性与文件系统一致；这意味着在当机后，你不会在新近写入的文件中看到任何数据垃圾。这个保持数据的可靠性与文件系统一致的安全的选择是缺省设置。

（3）速度

尽管ext3写入数据的次数多于ext2，但是ext3常常快于ext2（高数据流）。这是因为ext3的日志功能优化硬盘磁头的转动。你可以从3种日志模式中选择1种来优化速度，有选择地牺牲一些数据完整性。

（4）易于迁移

你可以不重新格式化硬盘，并且很方便的从ext2迁移至ext3而享受可靠的日志文件系统的好处。对，不需要做长时间的、枯燥的、有可能失误的“备份－重新格式化－恢复”操作，就可以体验ext3的优点。有两种迁移的方法：如果你升级你的系统，Red Hat Linux安装程序会协助迁移。需要你做的工作就是为每一个文件系统按一下选择按钮。使用tune2fs程序可以为现存的ext2文件系统增加日志功能。如果文件系统在转换的过程已经被装载了(mount)，那么在root目录下会出现文件”.journal”；如果文件系统没有被装载，那么文件系统中不会出现该文件。转换文件系统，只需要运行tune2fs –j /dev/hda1(或者你要转换的文件系统所在的任何设备名称)，同时把文件/etc/fstab中的ext2修改为ext3。如果你要转换自己的根文件系统，你必须使用initrd引导启动。参照mkinitrd的手册描述运行程序，同时确认自己的LILO或GRUB配置中装载了initrd（如果没有成功，系统仍然能启动，但是根文件系统会以ext2形式装载，而不是ext3，你可以使用命令cat /proc/mounts 来确认这一点。）详情可参看tune2fs命令的man page在线手册（执行man tune2fs）。

（5）总结

ext3日志文件系统是目前linux系统由ext2文件系统过度到日志文件系统最为简单的一种选择，实现方式也最为简洁。由于是直接从ext2文件系统发展而来，系统由ext2文件系统过渡到ext3日志文件系统升级过程平滑，可以最大限度地保证系统数据的安全性。目前linux系统要使用日志文件系统，最保险的方式就是选择ext3文件系统。

6.EXT4文件系统

EXT4是第四代扩展文件系统（英语：Fourth extended filesystem，缩写为 ext4）是Linux系统下的日志文件系统，是ext3文件系统的后继版本。

Ext4产生原因是开发人员在Ext3中加入了新的高级功能，但在实现的过程出现了几个重要问题：

（1）一些新功能违背向后兼容性

（2）新功能使Ext3代码变得更加复杂并难以维护

（3）新加入的更改使原来十分可靠的Ext3变得不可靠。

Linux ext4文件系统特性：

（1）更大的文件系统和更大的文件（Ext3-32TB文件系统和2TB文件。Ext4-1EB文件系统和16TB文件容量）

（2）更多的子目录数（Ext3支持32000个子目录，Ext4取消此限制）

（3）更多的块和i-节点数量（32位空间记录块数量，64位空间记录块数量）

（4）多块分配

（5）日志校验功能

（6）支持“无日志”模式

（7）在线碎片整理

7.EXT3与EXT4的主要区别

Linux kernel自2.6.28开始正式支持新的文件系统 Ext4。 Ext4是Ext3的改进版，修改了Ext3中部分重要的数据结构，而不仅仅像Ext3对Ext2那样，只是增加了一个日志功能而已。Ext4 可以提供更佳的性能和可靠性，还有更为丰富的功能：

（1）与Ext3兼容

执行若干条命令，就能从Ext3在线迁移到Ext4，而无须重新格式化磁盘或重新安装系统。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。

（2）更大的文件系统和更大的文件

较之Ext3目前所支持的最大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。

（3）无限数量的子目录

Ext3目前只支持32,000个子目录，而Ext4支持无限数量的子目录。

（4）Extents

Ext3采用间接块映射，当操作大文件时，效率极其低下。比如一个 100MB 大小的文件，在Ext3中要建立25,600个数据块（每个数据块大小为 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。

（5）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只能分配一个 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。

（6）延迟分配

Ext3的数据块分配策略是尽快分配，而 Ext4 和其它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 中写完才开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可以显著提升性能。

（7）快速 fsck

以前执行 fsck 第一步就会很慢，因为它要检查所有的 inode，现在 Ext4 给每个组的 inode 表中都添加了一份未使用 inode 的列表，今后 fsck Ext4 文件系统就可以跳过它们而只去检查那些在用的 inode 了。

（8）日志校验

日志是最常用的部分，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更多的数据损坏。Ext4的日志校验功能可以很方便地判断日志数据是否损坏，而且它将Ext3 的两阶段日志机制合并成一个阶段，在增加安全性的同时提高了性能。

（9）“无日志”（No Journaling）模式

日志总归有一些开销，Ext4允许关闭日志，以便某些有特殊需求的用户可以借此提升性能。

（10）在线碎片整理

尽管延迟分配、多块分配和extents能有效减少文件系统碎片，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。

（11）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 中容纳更多的扩展属性（如纳秒时间戳或inode版本），默认inode大小为256字节。Ext4 还支持快速扩展属性（fast extended attributes）和inode保留（inodes reservation）。

（12）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，常常会预先创建一个与所下载文件大小相同的空文件，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相应的API（libc 中的 posix_fallocate()），比应用软件自己实现更有效率。

（13）默认启用 barrier

磁盘上配有内部缓存，以便重新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入磁盘之后才能写commit记录，若commit 记录写入在先，而日志有可能损坏，那么就会影响数据完整性。Ext4默认启用barrier，只有当barrier之前的数据全部写入磁盘，才能写barrier之后的数据。（可通过“mount -o barrier=0″命令禁用该特性。）