区段extent是一系列连续的物理块 (最多达 128 MiB，假设块大小为 4 KiB），可以一次性保留和寻址。使���区段可以减少给定文件所需的 inode 数量，并显著减少碎片并提高写入大文件时的性能。
多块分配ext3 为每一个新分配的块调用一次块分配器。当多个写入同时打开分配器时，很容易导致严重的碎片。然而，ext4 使用延迟分配，这允许它合并写入并更好地决定如何为尚未提交的写入分配块。
持久的预分配在为文件预分配磁盘空间时，大部分文件系统必须在创建时将零写入该文件的块中。ext4 允许替代使用 fallocate()，它保证了空间的可用性（并试图为它找到连续的空间），而不需要先写入它。这显著提高了写入和将来读取流和数据库应用程序的写入数据的性能。
延迟分配这是一个耐人寻味而有争议性的功能。延迟分配允许 ext4 等待分配将写入数据的实际块，直到它准备好将数据提交到磁盘。（相比之下，即使数据仍然在往写入缓存中写入，ext3 也会立即分配块。）
当缓存中的数据累积时，延迟分配块允许文件系统对如何分配块做出更好的选择，降低碎片（写入，以及稍后的读）并显著提升性能。然而不幸的是，它 增加 了还没有专门调用 fsync() 方法（当程序员想确保数据完全刷新到磁盘时）的程序的数据丢失的可能性。
假设一个程序完全重写了一个文件：
fd=open("file", O_TRUNC);write(fd, data); close(fd);
使用旧的文件系统，close(fd); 足以保证 file 中的内容刷新到磁盘。即使严格来说，写不是事务性的，但如果文件关闭后发生崩溃，则丢失数据的风险很小。
如果写入不成功（由于程序上的错误、磁盘上的错误、断电等），文件的原始版本和较新版本都可能丢失数据或损坏。如果其它进程在写入文件时访问文件，则会看到损坏的版本。如果其它进程打开文件并且不希望其内容发生更改 —— 例如，映射到多个正在运行的程序的共享库。这些进程可能会崩溃。
为了避免这些问题，一些程序员完全避免使用 O_TRUNC。相反，他们可能会写入一个新文件，关闭它，然后将其重命名为旧文件名：
fd=open("newfile");write(fd, data); close(fd);rename("newfile","file");
在 没有 延迟分配的文件系统下，这足以避免上面列出的潜在的损坏和崩溃问题：因为 rename() 是原子操作，所以它不会被崩溃中断；并且运行的程序将继续引用旧的文件。现在 file 的未链接版本只要有一个打开的文件文件句柄即可。但是因为 ext4 的延迟分配会导致写入被延迟和重新排序，rename("newfile", "file") 可以在 newfile 的内容实际写入磁盘内容之前执行，这出现了并行进行再次获得 file 坏版本的问题。
为了缓解这种情况，Linux 内核（自版本 2.6.30）尝试检测这些常见代码情况并强制立即分配。这会减少但不能防止数据丢失的可能性 —— 并且它对新文件没有任何帮助。如果你是一位开发人员，请注意：保证数据立即写入磁盘的唯一方法是正确调用 fsync()。
无限制的子目录ext3 仅限于 32000 个子目录；ext4 允许无限数量的子目录。从 2.6.23 内核版本开始，ext4 使用 HTree 索引来减少大量子目录的性能损失。
日志校验ext3 没有对日志进行校验，这给处于内核直接控制之外的磁盘或自带缓存的控制器设备带来了问题。如果控制器或具自带缓存的磁盘脱离了写入顺序，则可能会破坏 ext3 的日记事务顺序，从而可能破坏在崩溃期间（或之前一段时间）写入的文件。
理论上，这个问题可以使用写入障碍barrier —— 在安装文件系统时，你在挂载选项设置 barrier=1，然后设备就会忠实地执行 fsync 一直向下到底层硬件。通过实践，可以发现存储设备和控制器经常不遵守写入障碍 —— 提高性能（和跟竞争对手比较的性能基准），但增加了本应该防止数据损坏的可能性。