很长一段时间以来，ext3是很多linux发行版默认的文件系统，现在ext4已经发布，并且已经有发行版开始使用ext4作为默认的文件系统了(其实***初的时候ext4是作为ext3的扩展，但是为了保证ext3的稳定性等原因，很多人反对直接对ext3进行扩展，所以单独作为了ext4项目)。

　　ext3还是使用15个inode来查找数据块，前12个为直接数据块，直接指向存储数据的数据块，接下来分别为一级间接块，二级间接块，三级间接块，如下图：

　　其中point本来也是数据块，现在拿来做数据块的索引用，其中ext3的头文件定义为：__u32 i_block[EXT3_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */，所以可以计算ext3文件系统的极限：

　　******分区：

　　因为定义的是无符号32位数，所以可能定位的block范围为2^32，也就是4G，如果一个block大小为4KB，所以为4G * 4KB = 16TB

　　******文件：

　　前面直接指向12个数据块，一级间接块***大为block size / 4，block size就是数据块的大小，因为一个索引是4个字节，所以除以4，这样计算下来，***大的文件可以使用的总块数为:12 + (block size/4) + (block size/4)^2 + (block size/4)^3，如果block size大小为4K，则为(12 + 2^10 + 2^20 + 2^30) * 2^12 约等于4T。

　　为了突破ext3这个大小限制，ext4使用了48位的数据块索引空间，同时使用了如下结构代替inode索引的方式：

　　struct ext3_extent {

　　__u32 ee_block; /* first logical block extent covers */

　　__u16 ee_len; /* number of blocks covered by extent */

　　__u16 ee_start_hi; /* high 16 bits of physical block */

　　__u32 ee_start; /* low 32 bigs of physical block */

　　};

　　这样查找数据块的时候就不是每个块建立一个索引，而且使用连续的数据块，也就是分别指示起始位置，以及连续的块数，这样在大文件的时候，磁盘io效率以及 查找数据块效率上都有很大的提高，所以ext4的文件系统也比ext3出色。因为使用了48位的索引空间，所以在4KB块大小的情况下，文件系统的极限是 2^48 * 4KB = 1EB，不过，目前由于工具的限制，只能使用16TB的分区。

　　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******16TB文件系统和***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 ******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***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。)