备份是数据安全的最后一道防线，对于任何数据丢失的场景，备份虽然不一定能恢复百分之百的数据(取决于备份周期)，但至少能将损失降到最低。衡量备份恢复有两个重要的指标：恢复点目标(RPO)和恢复时间目标(RTO)，前者重点关注能恢复到什么程度，而后者则重点关注恢复需要多长时间。这篇文章主要讨论MySQL的备份方案，重点介绍几种备份方式的原理，包括文件系统快照(LVM)，逻辑备份工具Mysqldump，Mydumper，以及物理备份工具Xtrabackup，同时会详细讲解几种方案的优缺点，以及可能遇到的问题。
冷备份
最简单的备份方式就是，关闭MySQL服务器，然后将data目录下面的所有文件进行拷贝保存，需要恢复时，则将目录拷贝到需要恢复的机器即可。这种方式确实方便，但是在生产环境中基本没什么作用。因为所有的机器都是要提供服务的，即使是Slave有时候也需要提供只读服务，所以关闭MySQL停服备份是不现实的。与冷备份相对应的一个概念是热备份，所谓热备份是在不影响MySQL对外服务的情况下，进行备份，热备份是这篇文章讨论的重点。
快照备份
首先要介绍的热备份是快照备份，快照备份是指通过文件系统支持的快照功能对数据库进行备份。备份的原理是将所有的数据库文件放在同一分区中，然后对该分区执行快照工作，对于Linux而言，需要通过LVM(Logical Volumn Manager)来实现。LVM使用写时复制(copy-on-write)技术来创建快照，例如，对整个卷的某个瞬间的逻辑副本，类似于数据库中的innodb存储引擎的MVCC，只不过LVM的快照在文件系统层面，而MVCC在数据库层面，而且仅支持innodb存储引擎。LVM有一个快照预留区域，如果原始卷数据有变化时，LVM保证在任何变更写入之前，会复制受影响块到快照预留区域。简单来说，快照区域内保留了快照点开始时的一致的所有old数据。对于更新很少的数据库，快照也会非常小。对于MySQL而言，为了使用快照备份，需要将数据文件，日志文件都放在一个逻辑卷中，然后对该卷快照备份即可。由于快照备份，只能本地，因此，如果本地的磁盘损坏，则快照也就损坏了。快照备份更偏向于对误操作防范，可以将数据库迅速恢复到快照产生的时间点，然后结合二进制日志可以恢复到指定的时间点。基本原理如下图：
逻辑备份
冷备份和快照备份由于其弊端在生产环境中很少使用，使用更多是MySQL自带的逻辑备份和物理备份工具，这节主要讲逻辑备份，MySQL官方提供了Mysqldump逻辑备份工具，虽然已经足够好，但存在单线程备份慢的问题。在社区提供了更优秀的逻辑备份工具mydumper，它的优势主要体现在多线程备份，备份速度更快。
Mysqldump
Mysqldump用于备份，不得不提两个关键的参数：
--single-transaction：在开始备份前，执行start transaction命令，以此来获取一致性备份，该参数仅对innodb存储引擎有效。
--master-data=2：主要用于记录一致性备份的位点。
理解Mysqldump工作原理，一定要将事务表(innodb)和非事务表(比如myisam)区别对待，因为备份的流程与此息息相关。而且，到目前为止，我们也无法规避myisam表，即使我们的所有业务表都是innodb，因为mysql库中系统表仍然采用的myisam表。
备份的基本流程如下：
1.调用FTWRL(flush tables with read lock)，全局禁止读写
2.开启快照读，获取此时的快照(仅对innodb表起作用)
3.备份非innodb表数据(.frm,.myi,*.myd等)
4.非innodb表备份完毕后，释放FTWRL锁
5.逐一备份innodb表数据
6.备份完成。
整个过程，可以参考我同事的一张图，但他的这张图只考虑innodb表的备份情况，实际上在unlock tables执行完毕之前，非innodb表已经备份完毕，后面的t1,t2和t3实质都是innodb表，而且5.6的mysqldump利用保存点机制，每备份完一个表就将一个表上的MDL锁释放，避免对一张表锁更长的时间。
大家可能有一个疑问，为啥备份innodb表之前，就已经将锁释放掉了，这实际上是利用了innodb引擎的MVCC机制，开启快照读后，就能获取那个时间的一致的数据，无论需要备份多长时间，直到整个事务结束(commit)为止。
Mydumper
Mydumper原理与Mysqldump原理类似，最大的区别是引入了多线程备份，每个备份线程备份一部分表，当然并发粒度可以到行级，达到多线程备份的目的。这里要解决最大一个问题是，如何保证备份的一致性，其实关键还是在于FTWRL。对于非innodb表，在释放锁之前，需要将表备份完成。对于innodb表，需要确保多个线程都能拿到一致性位点，这个动作同样要在持有全局锁期间完成，因为此时数据库没有读写，可以保证位点一致。所以基本流程如下：
物理备份(Xtrabackup)
相对于逻辑备份利用查询提取数据中的所有记录，物理备份更直接，拷贝数据库文件和日志来完成备份，因此速度会更快。当然，无论是开源的Mydumper还是官方最新的备份工具(5.7.11的mysqlpump)都支持了多线程备份，所以速度差异可能会进一步缩小，至少从目前生产环境来看，物理备份使用还是比较多的。由于Xtrabackup支持备份innodb表，实际生产环境中我们使用的工具是innobackupex，它是对xtrabackup的一层封装。innobackupex脚本用来备份非 InnoDB 表，同时会调用 xtrabackup命令来备份 InnoDB 表，innobackupex的基本流程如下：
1.开启redo日志拷贝线程，从最新的检查点开始顺序拷贝redo日志；
2.开启idb文件拷贝线程，拷贝innodb表的数据
3.idb文件拷贝结束，通知调用FTWRL，获取一致性位点
4.备份非innodb表(系统表)和frm文件
5.由于此时没有新事务提交，等待redo日志拷贝完成
6.最新的redo日志拷贝完成后，相当于此时的innodb表和非innodb表数据都是最新的
7.获取binlog位点，此时数据库的状态是一致的。
8.释放锁，备份结束。
Xtrabackup的改进
从前面介绍的逻辑备份和物理备份来看，无论是哪种备份工具，为了获取一致性位点，都强依赖于FTWRL。这个锁杀伤力非常大，因为持有锁的这段时间，整个数据库实质上不能对外提供写服务的。此外，由于FTWRL需要关闭表，如有大查询，会导致FTWRL等待，进而导致DML堵塞的时间变长。即使是备库，也有SQL线程在复制来源于主库的更新，上全局锁时，会导致主备库延迟。从前面的分析来看，FTWRL这把锁持有的时间主要与非innodb表的数据量有关，如果非innodb表数据量很大，备份很慢，那么持有锁的时间就会很长。即使全部是innodb表，也会因为有mysql库系统表存在，导致会锁一定的时间。为了解决这个问题，Percona公司对Mysql的Server层做了改进，引入了BACKUP LOCK，具体而言，通过"LOCKTABLES FOR BACKUP"命令来备份非innodb表数据；通过"LOCK BINLOG FOR BACKUP"来获取一致性位点，尽量减少因为数据库备份带来的服务受损。我们看看采用这两个锁与FTWRL的区别：
LOCK TABLES FOR BACKUP
作用：备份数据
1.禁止非innodb表更新
2.禁止所有表的ddl
优化点：
1.不会被大查询堵塞(关闭表)
2.不会堵塞innodb表的读取和更新，这点非常重要，对于业务表全部是innodb的情况，则备份过程中DML完全不受损
UNLOCKTABLES
LOCK BINLOG FOR BACKUP
作用：获取一致性位点。
1.禁止对位点更新的操作
优化点：
1.允许DDl和更新，直到写binlog为止。
UNLOCKBINLOG
参考文献
[2]H. Berenson, P. Bernstein, J. Gray, J.Melton, E. O’Neil,and P. O’Neil. A critique of ANSI SQL isolation levels. InProceedings of the SIGMOD International Conference on Management of Data, pages1–10, May 1995.
[3]Michael J. Cahill, Uwe Röhm, and Alan D.Fekete. 2008. Serializable isolation for snapshot databases. In SIGMOD ’08:Proceedings of the 2008 ACM SIGMOD international conference on Management of data, pages 729–738, New York, NY, USA. ACM.
[4]Michael James Cahill. 2009. Serializable Isolation for Snapshot Databases. Sydney Digital Theses. University of Sydney, School of Information Technologies
[5] A. Fekete, D. Liarokapis, E. O’Neil, P.O’Neil, andD. Shasha. Making snapshot isolation serializable. www.codexueyuan.com In ACM transactions on database systems, volume 39(2), pages 492–528, June 2005.
