本帖最后由 得闲饮茶 于 2024-11-13 16:37 编辑
Ext4是Linux文件系统的一次革命。在很多方面，Ext4相对于Ext3的进步要远超过Ext3相对于Ext2的进步。Ext3相对于 Ext2的改进主要在于日志方面，但是Ext4相对于Ext3的的改进是更深层次的，是文件系统数据结构方面的优化。一个高效的、优秀的、可靠的和极具特点的文件系统就此诞生。Ext4相比ext3，有如下几个全新的特性：
1:兼容性：任何Ext3文件系统都可以轻松的迁移到Ext4文件系统，你只需要在只读模式下运行几条命令即可。这就意味着你完全可以不格式化硬盘、不重装操作系统、不重装软件环境，就能够顺利的升级到Ext4文件系统。这种升级方法不会损害到你硬盘上的数据和资料，因为Ext4仅会在新的数据上使用，而基本不会改动原有数据。
2:更大的文件系统/文件大小：Ext3支持最大16TB的文件系统，2TB的文件大小。Ext4将支持最大1EB（ ）的文件系统，16TB的文件大小。上述这个特性是由于Ext4采用了48位寻址。有人会问，为什么不采用64位呢？因为就目前的开发进展来看，实现64位寻址存在一些技术限制，但是Ext4已经在考虑这个问题了，在不久的将来，Ext4将实现完全的64位支持。
3:子目录可扩展性：目前的Ext3中，单个目录下的子目录数目的上限是32000个。而在Ext4中打破了这种限制，可以创建无限多个子目录。
4: Extents：传统的类UNIX文件系统，比如Ext3，都是使用一个间接数据块映射表来记录每一个数据块的分配情况的。但是这种机制对于超大文件的存储是有缺陷的，特别是当对超大文件进行删除和截断操作时。映射表会对每一个数据块进行记录，而一个超大文件将占有很多的数据块，因此造成映射表将变得无比臃肿，难于维护。Ext4引入了一个新的概念，叫做“Extents”。一个Extents是一个地址连续的数据块的集合。比如一个100MB的文件将被分配给一个单独的Extents，这样就不用像Ext3那样新增25600个数据块的记录（一个数据块是4KB）。而超大型文件会被分解在多个extents里。Extents的实现提高了文件系统的性能，减少了文件碎片。
5: 多块分配：在Ext3中，“将新的数据写入磁盘的哪些空闲块”是由块分配器来控制的。但是Ext3的块分配器存在一定缺陷，那就是它一次只能够分配一个数据块（4KB），这就意味着，如果系统需要向磁盘中写入100MB的数据，那么需要调用块分配器25600次，而且由于块分配器无法获知总的分配块数，所以也无法对分配空间和分配位置进行优化。在Ext4中，使用了“多块分配器”，即一次调用可以分配多个数据块，这种机制提高了系统的性能，而且使得分配器有了充足的优化空间。
6:延迟分配：延迟分配（Delayedallocation）是一项仅仅少数现代文件系统才具有的优秀特性，比如XFS、ZFS、btrfs(better FS)以及Reiser4。它能够尽可能的积累更多的数据块再分配出去，相对比，传统的文件系统则会尽快的将数据块分配出去，如Ext3，reiser3 等。这项特性会和Extents特性以及多块分配特性相结合，使得磁盘IO性能得到显著提高。
7:更快速的FSCK：在Ext3中，Fsck本身是个速度很慢的操作，因为它要检查文件系统里的每一个“i节点”。但是，Ext4会维护一个未使用的“i节点”表，在进行 fsck操作时，会跳过表中节点，只检查正在使用中的i节点。这种机制使得fsck的效率提高为原有Ext3文件系统的2到20倍。不过，你要注意到一点，那就是这个未使用的i节点表是由fsck来维护的，而不是由Ext4，因此你必须要首先运行一次fsck来生成，这样，在下次再运行fsck时才可以享受提速。（虽然表是由fsck来维护的，但你还是需要从Ext3升级到Ext4才能够享受这项功能）
8:日志校验:日志要算是磁盘中最常用的部分了，也是最容易使硬盘出问题的机制之一。如果你不幸使用一个已经崩溃的日志来恢复系统的话，将导致更大规模的系统崩溃。 Ext4提供校验日志数据的功能，可以查看其潜在错误。而且，Ext4还会将Ext3日志机制中的“两阶段提交”动作合并为一个步骤，这种改进将使文件系统的操作性能提升20％。这就是Ext4在日志机制方面对可靠度和性能的双重提升。
9:在线磁盘整理:这个特性没有包括在内核版本2.6.28之中，但是它很有可能会在下一个版本中引入。虽然Extents、多块分配和延迟分配都有助于减少磁盘碎片，但是磁盘碎片仍然会产生。举例来说：你在一个目录下建立了三个文件（f1，f2，f3），它们被按序写入到连续的一段内存之中。然而几天之后，你想要更新文件f2，也就是位于这段连续内存的中间那一段的那个文件。我要向这个文件中增加一些字符。很明显，在这段连续内存之中已经没有地方放下增加的这些字符，这别无选择，只能将这个f2文件移动到一个能容纳下的新的连续内存之中。这导致了f2文件和f1、f3文件离的非常远，读取也相对缓慢了。看，这就产生了磁盘碎片了。还有，可引导文件应该被放在连续的内存之中，但是磁盘整理机制并不知道哪些文件是可引导文件。为了解决上述问题，Ext4将支持在线磁盘整理，e4defrag工具也被用来支持更智能的磁盘碎片整理功能。
10:结点相关特性: 更大的i结点：Ext3支持自定义i结点大小，但是默认的i结点大小是128字节，Ex4将默认大小提升到256字节。增加的空间用来存储更多的结点信息，这样有利于提升磁盘性能。 i结点预留机制：当新建一个目录时，若干i结点会被预留下来，等新的文件在此目录中创建时，这些预留的i结点就可以立即被使用。文件的建立和删除将变得更加高效。毫微秒级的时间戳：在Ext3中，时间精度是秒。在Ext4中，时间精度提升到了毫微秒。
11:可持续预分配: 这个特性，已经出现在了Ext3的最后几个内核版本中，并且也可以由glibc在不支持此功能的文件系统中模拟产生，允许应用程序去预分配磁盘空间。应用程序告知文件系统给预留出一定的空间，文件系统会据此预分配必要的数据块，但是这些数据块将会是空的，直到应用程序向里面写入数据为止。这个机制会常常在P2P应用程序中用到，因为P2P应用程序下载文件常常需要几天的时间。这种机制也防止了磁盘碎片的产生，因为文件系统会一次性分配尽可能连续的数据块给应用程序。再者，这种机制对于实时系统非常重要，因为一旦没有这种机制，可能将会导致在一次重要操作的半截，磁盘空间已满。这项特性是通过调用posix_fallocate()来实现的。
12:FlexibleBlock Groups。Starting in ext4, there is a new feature calledflexible block groups (flex_bg). In a flex_bg, several block groups are tiedtogether as one logical block group; the bitmap spaces and the inode tablespace in the first block group of the flex_bg are expanded to include thebitmaps and inode tables of all other block groups in the f 试读已结束，请付费阅读全文。 ￥ 3.00 付费阅读 本文只能试读34%,付费后可阅读全文。 |
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