ReiserFSでは、すべてのデータは、B^*-Tree(バランスドツリー)と呼ばれる構造内で編成されています。 このツリー構造は、より良いディスクスペース使用効率に貢献しています。小さなファイルは、B^*-Treeのリーフノードに直接格納されるからです。そのようなファイルをどこか他の場所に格納して、ディスク上の実際の場所を指すポインタを維持するより優れています。 それに加えて、ストレージ(記憶領域)は 1KBまたは 4KBのチャンク単位で割り当てられるのではなく、実際に必要なサイズの構成部分(エクステント)を割り当てられます。もう1つの利点は、inodeの動的割り当てに関係しています。 これは、ファイルシステムの作成時にinodeの密度を指定する必要のある、Ext2のような従来のファイルシステムに比べて、ファイルシステムの柔軟性を高めます。

小規模なファイルでは、多くの場合、ファイルのデータと「stat_data」 (inode)情報が互いに隣り合って保存されます。 これらは1回のディスクI/O操作で読み取れるので、ただ1回のディスクアクセスで、必要な情報すべてを取得できることを意味します。

ジャーナルを使用して、メタデータに加えられた最新の変更結果を記録しているので、ファイルシステムが大規模な場合を含め、ファイルシステムを数秒でチェックできます。

ReiserFSは、Ext3のセクション25.2.3項 「Ext3」で説明した概念に類似したデータジャーナリングおよび順序データモードをサポートしています。 デフォルトのモードは、data=orderedです。このモードでは、データとメタデータの完全性は保証されますが、メタデータのジャーナリングだけが行われます。

「古くからある標準」として、Ext2は過去に多くの改良を受け、集中的にテストされてきました。 このような理由で、多くの人はExt2を岩のように堅牢(rock-solid)と呼びます。 ファイルシステムが正常にアンマウントできず、システムが機能停止した場合、e2fsckはファイルシステムのデータの分析を開始します。 メタデータは一貫した状態に戻り、保留されていたファイルとデータブロックは、指定のディレクトリ(lost+found)に書き込まれます。 ジャーナルファイルシステムとは対照的に、e2fsckは、最近変更されたわずかなメタデータだけではなく、ファイルシステム全体を分析します。 この結果、ジャーナルファイルシステムがログデータだけをチェックするのに比べて、かなり長い時間を要します。 ファイルシステムのサイズにもよりますが、この手順は30分またはそれ以上を要することがあります。 したがって、高可用性を必要とするどのようなサーバでも、Ext2を選択することは望ましくありません。 ただし、Ext2はジャーナルを維持せず、非常にわずかなメモリを使用するだけなので、時には他のファイルシステムより高速なことがあります。

Ext2のコードは、Ext3が次世代ファイルシステムであることを明確に主張するための強力な土台になりました。 Ext2の信頼性および堅牢性が、ジャーナルファイルシステムの利点と見事に融合されました。

Ext3はExt2のコードをベースとし、ディスクフォーマットとメタデータフォーマットが共通しているので、Ext2からExt3へのアップグレードは非常に容易です。ReiserFSまたはXFSのような他のファイルシステムへの移行はかなり手間がかかります(ファイルシステム全体のバックアップを作成し、移行先ファイルシステムを新規に作成する必要があります)が、それとは異なり、Ext3への移行は数分で完了します。 ファイルシステム全体を新規に作成する作業は障害なしで完了するとは限りませんが、Ext3への移行にはそのような作業が伴わないので、非常に安全でもあります。 ジャーナルファイルシステムへのアップグレードを待つ既存のExt2システムの数を考慮すると、多くのシステム管理者にとってExt3が重要な選択肢になっていることが容易に想像できるはずです。 Ext3からExt2へのダウングレードも、アップグレードと同じほど容易です。 Ext3ファイルシステムのアンマウントを正常に行い、Ext2ファイルシステムとして再マウントするだけです。

他のジャーナルファイルシステムは、「メタデータのみ」のジャーナルアプローチに従っています。 これは、使用中のメタデータは常に一貫した状態を維持されていますが、ファイルシステムのデータ自体に関しては同じことが自動的に保証されるわけではない、という意味です。 Ext3は、メタデータとデータの両方に注意するよう設計されています。 「注意」の度合いはカスタマイズできます。 Ext3のdata=journalモードを有効にした場合、最大の保護(データの完全性)を実現しますが、メタデータとデータの両方がジャーナル化されるので、システムの動作が遅くなります。 比較的新しいアプローチは、data=orderedモードを使用することです。これは、データとメタデータ両方の完全性を保証しますが、ジャーナルを適用するのはメタデータのみです。 ファイルシステムドライバは、1つのメタデータの更新に対応するすべてのデータブロックを収集します。 これらのブロックは、メタデータの更新前にディスクに書き込まれます。 その結果、パフォーマンスを犠牲にすることなく、メタデータとデータの両方に関する一貫性を達成できます。3番目のオプションは、data=writebackを使用することです。これは、対応するメタデータをジャーナルにコミットした後で、データをメインファイルシステムに書き込むことを可能にします。 多くの場合、このオプションは、パフォーマンスの点で最善と考えられています。 しかし、内部のファイルシステムの完全性が維持される一方で、クラッシュと回復を実施した後では、古いデータがファイル内に再登場することを許してしまう可能性があります。 管理者が他のオプションを指定しない限り、Ext3はデフォルトでdata=orderedを使用して動作します。

XFSファイルシステムの作成時に、ファイルシステムの基にあるブロックデバイスは、等しいサイズを持つ8つ以上の線形の領域に分割されます。 これらをアロケーショングループと呼びます。 各アロケーショングループは、独自のinodeと空きディスクスペースを管理します。 実用的には、アロケーショングループを、1つのファイルシステムの中にある複数のファイルシステムと見なすこともできます。 アロケーショングループは互いに独立しているのではなく、カーネルから複数を同時にアドレス指定できる、という特徴があります。 この特徴は、XFSの高いスケーラビリティの鍵です。 独立性の高いアロケーショングループは、性質上、マルチプロセッサシステムのニーズに適しています。

空きスペースとinodeは、各アロケーショングループ内のB⁺-Treeによって処理されます。 B⁺-Treeの採用は、XFSのパフォーマンスとスケーラビリティに大きく貢献しています。 XFSでは、遅延アロケーションを採用しています。 XFSはアロケーション(割り当て)を2つのパートに分割して、この操作を処理します。 保留されているトランザクションはRAMの中に保存され、適切な量のスペースが確保されます。 XFSはこの時点では、データの格納場所(言い換えると、ファイルシステムのどのブロックか)を決定しません。 決定可能な最後の瞬間まで、この決定は遅延(先送り)されます。 短時間だけ存続する一部の一時データは、ディスクに書き込まれません。XFSがデータの実際の保存場所を決定する時点で、それらのデータは不要になっているからです。 したがって、XFSは書き込みのパフォーマンスを向上させ、ファイルシステムの断片化(フラグメンテーション)を減らします。遅延アロケーションは、他のファイルシステムより書き込みイベントの頻度を下げる結果をもたらすので、書き込み中にクラッシュが発生した場合、データ損失が深刻になる可能性が高くなります。

データをファイルシステムに書き込む前に、XFSはファイルが必要とする空きスペースを予約(プリアロケート、事前割り当て)します。 したがって、ファイルシステムの断片化は大幅に減少します。 ファイルの内容がファイルシステム全体に分散することがないので、パフォーマンスが向上します。