什么是 ‘Heterogeneous Memory Management’ (HMM)？内核如何统一管理 CPU 和 GPU 的内存地址空间？

各位同仁、技术爱好者们，大家好！

今天，我们将深入探讨一个在现代高性能计算领域至关重要的话题：异构内存管理（Heterogeneous Memory Management，简称 HMM）。随着摩尔定律的放缓，我们不再仅仅依赖 CPU 的单核性能提升，而是转向通过集成更多专用硬件加速器（如 GPU、FPGA、NPU 等）来提升系统整体吞吐量和能效。这种多处理器、多架构协同工作的模式，我们称之为“异构计算”。

然而，异构计算在带来巨大性能潜力的同时，也引入了复杂的内存管理挑战。传统的 CPU 与 GPU 之间各自为政的内存模型，已经成为制约其潜能释放的一大瓶颈。HMM 正是为了解决这一痛点而生，它旨在统一 CPU 和 GPU 等异构设备的内存地址空间，让内存访问变得更加透明、高效。

作为一名编程专家，我将带领大家从宏观概念到 Linux 内核的微观实现，层层剖析 HMM 的奥秘。我们将通过代码片段和严谨的逻辑，理解内核是如何构建这一统一管理机制的。

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一、异构计算的崛起与内存挑战

我们正身处一个数据爆炸的时代。无论是人工智能的深度学习训练与推理、大数据分析、科学模拟，还是图形渲染与游戏，都对计算能力提出了前所未有的要求。CPU 作为通用计算的王者，在处理逻辑复杂、分支预测多变的任务上依然无可匹敌。但对于大规模并行、数据密集型运算，例如矩阵乘法、图像处理等，GPU 等专用加速器则展现出其在吞吐量上的巨大优势。

异构计算的优势显而易见：

• 性能提升： 将任务分配给最擅长处理的设备，实现整体性能的最大化。
• 能效优化： 专用硬件通常在执行特定任务时比通用 CPU 效率更高，功耗更低。
• 成本效益： 在某些场景下，使用 GPU 集群比构建纯 CPU 超算更具成本优势。

然而，这种多设备协同模式并非没有代价。其中最核心，也最令人头疼的问题，就是内存管理。在传统的异构系统中，CPU 和 GPU 拥有独立的内存控制器和物理内存。

• CPU 拥有主机内存 (Host Memory)，通过其内存管理单元 (MMU) 将虚拟地址转换为物理地址，并利用页表进行管理。
• GPU 拥有设备内存 (Device Memory)，通常是高带宽的 GDDR 内存，它也有自己的 MMU 和页表，独立管理其物理地址空间。

这意味着，当 CPU 需要 GPU 执行计算时，数据必须从主机内存显式地复制到设备内存；当 GPU 完成计算，结果需要返回 CPU 时，数据又必须从设备内存复制回主机内存。这一过程通常通过 PCIe 总线进行，而 PCIe 的带宽相比于设备内存或主机内存的内部带宽要窄得多，且数据复制本身也带来了显著的延迟。

这种独立的内存模型带来了诸多挑战：

1. 编程复杂性： 程序员需要手动管理数据的生命周期和在不同设备间的传输，例如 CUDA 中的 cudaMalloc、cudaMemcpy、cudaFree。这使得代码难以编写、调试和维护。
2. 性能瓶颈： 频繁的数据复制和 PCIe 总线传输是异构应用性能的主要瓶颈之一，尤其是在数据量巨大或计算粒度较细的情况下。
3. 内存利用率低下： 同一份数据可能需要同时存在于主机内存和设备内存中，造成内存冗余和浪费。
4. 数据一致性难题： 当数据在不同设备之间共享或迁移时，如何确保数据的一致性成为一个棘手的问题，常常需要程序员手动同步。
5. 虚拟内存的缺失： 早期 GPU 缺乏直接访问 CPU 虚拟地址空间的能力，限制了其在通用任务上的灵活性。

HMM 正是为了克服这些挑战而提出的。它的核心思想是统一寻址 (Unified Addressing) 和统一内存 (Unified Memory)，让异构设备能够共享一个统一的虚拟地址空间，并由操作系统自动管理数据在不同物理内存位置间的迁移，从而实现内存访问的透明化。

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二、传统异构内存管理的困境

让我们通过一个简单的 CUDA 编程模型来具象化传统异构内存管理的困境。

#include <iostream>
#include <cuda_runtime.h>

#define N 1024

// GPU 核函数：向量加法
__global__ void addVectors(int* a, int* b, int* c, int size) {
    int idx = blockIdx.x * blockDim.x + threadIdx.x;
    if (idx < size) {
        c[idx] = a[idx] + b[idx];
    }
}

int main() {
    int* host_a, *host_b, *host_c; // CPU 内存指针
    int* device_a, *device_b, *device_c; // GPU 内存指针
    size_t bytes = N * sizeof(int);

    // 1. 在 CPU 内存中分配和初始化数据
    host_a = (int*)malloc(bytes);
    host_b = (int*)malloc(bytes);
    host_c = (int*)malloc(bytes);

    for (int i = 0; i < N; ++i) {
        host_a[i] = i;
        host_b[i] = i * 2;
    }

    // 2. 在 GPU 内存中分配空间
    cudaMalloc((void**)&device_a, bytes);
    cudaMalloc((void**)&device_b, bytes);
    cudaMalloc((void**)&device_c, bytes);

    // 3. 将数据从 CPU 内存复制到 GPU 内存
    cudaMemcpy(device_a, host_a, bytes, cudaMemcpyHostToDevice);
    cudaMemcpy(device_b, host_b, bytes, cudaMemcpyHostToDevice);

    // 4. 在 GPU 上启动核函数
    int blockSize = 256;
    int numBlocks = (N + blockSize - 1) / blockSize;
    addVectors<<<numBlocks, blockSize>>>(device_a, device_b, device_c, N);

    // 5. 将结果从 GPU 内存复制回 CPU 内存
    cudaMemMemcpy(host_c, device_c, bytes, cudaMemcpyDeviceToHost);

    // 6. 验证结果
    for (int i = 0; i < 10; ++i) { // 打印前10个结果
        std::cout << host_a[i] << " + " << host_b[i] << " = " << host_c[i] << std::endl;
    }

    // 7. 释放内存
    free(host_a);
    free(host_b);
    free(host_c);
    cudaFree(device_a);
    cudaFree(device_b);
    cudaFree(device_c);

    return 0;
}

这段代码清晰地展示了传统模式下的编程范式：

• 显式内存分配： 需要在主机 (malloc) 和设备 (cudaMalloc) 上分别分配内存。
• 显式数据传输： 数据必须通过 cudaMemcpy 在主机和设备之间来回复制。
• 重复的指针管理： 程序员需要跟踪主机指针和设备指针，并确保它们指向正确的数据。

痛点总结：

特性	传统异构内存管理	HMM (目标)
内存分配	主机和设备独立分配	统一接口分配，系统自动管理
数据传输	显式 memcpy	隐式，按需分页或硬件自动迁移
地址空间	相互独立	统一虚拟地址空间
编程复杂性	高，需手动管理数据生命周期和传输	低，类似纯 CPU 编程，透明访问
性能瓶颈	PCIe 传输延迟和带宽限制	显著降低传输开销，硬件加速迁移
内存利用率	可能存在冗余副本，浪费内存	消除冗余，按需加载，提高利用率
数据一致性	程序员手动维护	硬件和操作系统协同维护

这种模型在小规模、粗粒度计算中尚可接受，但随着数据量的激增和计算模式的复杂化，其弊端日益凸显。是时候引入更智能、更透明的内存管理机制了。

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三、HMM 的核心理念与目标

HMM 的出现，正是为了彻底改变这种繁琐的编程模式，并解决由此带来的性能和效率问题。它的核心理念围绕以下几点：

1. 统一寻址 (Unified Addressing)：
   所有异构设备（包括 CPU、GPU、或其他加速器）都能够访问一个共同的虚拟地址空间。这意味着，一个由 CPU 分配的指针，也可以直接在 GPU 代码中使用，而无需进行地址转换或显式的内存映射。这是实现透明访问的基础。

2. 统一内存 (Unified Memory)：
   在统一寻址的基础上，操作系统（或运行时系统）负责在需要时自动将数据页面在不同设备的物理内存之间进行迁移。例如，当 GPU 尝试访问一个当前物理上位于 CPU 内存中的页面时，系统会自动将该页面迁移到 GPU 内存中。反之亦然。这与 CPU 虚拟内存的按需分页 (On-demand Paging) 机制非常相似。

3. 按需分页 (On-demand Paging)：
   这是 HMM 的核心机制。当一个设备（无论是 CPU 还是 GPU）尝试访问一个虚拟地址，而该地址对应的物理页面当前不在该设备的本地物理内存中时，会触发一个“缺页中断”（Page Fault）。操作系统会捕获这个中断，查找页面，并将其从源位置（例如 CPU 内存）迁移到目标设备的本地内存（例如 GPU 内存），然后更新设备的页表，使其能够访问该页面。

HMM 的最终目标是：

• 简化编程模型： 程序员可以像编写纯 CPU 代码一样，使用单个指针来操作数据，无需关心数据在哪个设备上物理存储，也无需手动进行数据传输。
• 提高内存利用率： 消除不必要的数据冗余，只在需要时才将数据迁移到相应设备的内存中。
• 降低数据传输开销： 通过按需迁移和更智能的缓存管理，减少不必要的 PCIe 传输，提高数据局部性。
• 实现数据一致性： 操作系统和硬件协同工作，确保在不同设备上访问同一份数据时，看到的是最新且一致的版本。
• 提升异构系统的灵活性和可扩展性： 使更多的通用应用程序能够受益于异构加速器的强大性能。

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四、Linux 内核中的 HMM 架构与实现

Linux 内核自 4.x 版本开始逐步引入和完善了 HMM 基础设施，以支持异构设备的内存管理。HMM 并非一个独立的子系统，而是一个框架，它允许设备驱动程序与内核现有的内存管理子系统（MMU、页表、页面迁移等）进行深度集成。

HMM 在 Linux 内核中的核心组件与机制包括：

1. struct hmm_device：代表异构设备
   这是 HMM 框架中代表一个异构设备的抽象。每个支持 HMM 的设备驱动程序都会注册一个 hmm_device 实例到内核，其中包含了设备特定的内存管理回调函数和属性。

2. mmu_notifier：页表同步的关键机制
   mmu_notifier 是 HMM 的基石之一，也是理解 HMM 如何与 CPU 虚拟内存系统协同工作的关键。它允许设备驱动程序注册回调函数，以便在 CPU 进程的页表 (mm_struct) 发生变化时（例如 mmap、munmap、mremap、mprotect 等操作修改了虚拟内存区域 VMA 或页表项 PTE 时），及时得到通知。

   设备驱动程序利用 mmu_notifier 来：

   • 同步设备页表： 当 CPU 页表中的映射关系改变时，设备驱动可以更新其自身的页表（如果采用影子页表模式）或使相应的 TLB (Translation Lookaside Buffer) 项失效。
   • 处理页面状态变化： 例如，当一个页面被 CPU 标记为只读，或被置换出去时，设备驱动可以采取相应的动作。

   mmu_notifier_ops 结构体定义了一系列回调函数，供设备驱动实现：

   // include/linux/mmu_notifier.h
   struct mmu_notifier_ops {
       void (*release)(struct mmu_notifier *mn, struct mm_struct *mm);
       int (*invalidate_range_start)(struct mmu_notifier *mn,
                                     struct mm_struct *mm,
                                     unsigned long start, unsigned long end);
       void (*invalidate_range_end)(struct mmu_notifier *mn,
                                    struct mm_struct *mm,
                                    unsigned long start, unsigned long end);
       void (*change_pte)(struct mmu_notifier *mn, struct mm_struct *mm,
                          unsigned long address, pte_t pte);
       void (*clear_flush_young)(struct mmu_notifier *mn,
                                 struct mm_struct *mm,
                                 unsigned long address, pte_t pte);
       // ... 更多回调
   };

   设备驱动在初始化时，会调用 mmu_notifier_register() 将其 mmu_notifier 实例注册到 mm_struct：

   // 简化示例
   struct my_device_driver_data {
       struct mmu_notifier mn;
       // ... 其他设备特定数据
   };
   
   static const struct mmu_notifier_ops my_mmu_notifier_ops = {
       .release = my_mmu_notifier_release,
       .invalidate_range_start = my_mmu_notifier_invalidate_range_start,
       // ... 实现其他回调
   };
   
   int my_device_init(struct my_device_driver_data *data) {
       // ...
       data->mn.ops = &my_mmu_notifier_ops;
       mmu_notifier_register(&data->mn, current->mm); // 注册到当前进程的mm_struct
       // ...
   }

3. 设备页表管理：共享与影子页表
   异构设备管理其页表的方式主要有两种：

   • 共享页表 (Shared Page Tables – SPT)： 这是最理想的情况。CPU 和 GPU 直接共享同一套页表数据结构，甚至可能共享物理页表。这需要强大的硬件支持，例如 NVIDIA Volta/Turing/Ampere 架构结合 NVLink 提供的 Coherent Memory 和 Unified Virtual Addressing。在这种模式下，CPU 和 GPU 都能直接通过同一个虚拟地址看到相同的物理内存映射，大大简化了管理。
   • 影子页表 (Shadow Page Tables)： 更常见的方式。GPU 维护一份 CPU 页表的副本（或部分副本）。当 CPU 页表发生变化时，mmu_notifier 会通知 GPU 驱动，驱动根据通知更新其影子页表。当 GPU 访问一个未映射的虚拟地址时，GPU MMU 触发缺页，驱动捕获并处理。

4. hmm_range_fault：设备侧的缺页处理
   这是 HMM 框架中处理设备缺页的核心机制。当异构设备（如 GPU）尝试访问一个虚拟地址，而该地址对应的物理页面当前不在设备内存中时，设备 MMU 会触发一个缺页中断。设备驱动程序会捕获这个中断，并调用 HMM 框架提供的 hmm_range_fault 或类似函数来处理。

   hmm_range_fault 的大致流程如下：
   a. 识别缺页地址和访问类型： 确定是读访问还是写访问。
   b. 查找 VMA： 在 CPU 进程的 mm_struct 中查找与缺页地址对应的 vm_area_struct (VMA)。
   c. 调用 VMA 专属操作： 如果该 VMA 注册了 hmm_vma_ops（一个扩展 vm_operations_struct 的机制），HMM 会调用其 fault 回调函数。
   d. 页面查找与迁移： fault 回调函数会：

   • 检查该虚拟地址对应的物理页面是否存在于 CPU 内存中。
   • 如果存在，则确定其当前位置。
   • 如果页面不在设备内存中，并且需要迁移，则触发页面迁移 (migrate_pages)。
   • migrate_pages 会将页面从源内存节点（例如 CPU DRAM）移动到目标内存节点（例如 GPU HBM）。
   • 设备驱动需要实现其自定义的 get_user_pages_device 和 put_user_pages_device 等回调，以管理设备内存中的页面。
     e. 更新设备页表： 页面迁移完成后，设备驱动会更新设备自身的页表，将该虚拟地址映射到新的物理地址（在设备内存中）。
     f. TLB 失效： 通知设备使相关 TLB 项失效，以便重新加载新的映射。
     g. 重新尝试访问： 设备重新尝试访问该地址，此时应该能成功。

5. 页面迁移 (Page Migration)
   Linux 内核有一个通用的页面迁移子系统 (migrate_pages)，HMM 利用这个机制来在 CPU 和 GPU 内存之间移动页面。

   • 源页面的获取： 当需要将 CPU 内存中的页面迁移到 GPU 时，需要通过 get_user_pages 或类似函数获取页面的引用。
   • 目标页面的分配： 在 GPU 内存中分配一块物理内存作为迁移目标。
   • 数据拷贝： 将页面数据从 CPU 物理内存拷贝到 GPU 物理内存。
   • 页表更新： 更新 CPU 和 GPU 的页表，指向新的物理位置。
   • 页面的释放： 释放源物理内存页面。

   设备驱动程序需要提供一组回调函数，告诉内核如何从设备内存中获取或释放页面，如何处理设备内存页面的迁移。例如，struct page 结构体可以被扩展，以表示在设备内存中的页面。

   // 简化概念，实际实现更复杂
   // hmm/hmm.c (内核HMM核心逻辑)
   int hmm_range_fault(struct vm_area_struct *vma, unsigned long addr,
                       unsigned long *prot, bool write_fault,
                       struct hmm_map_info *map_info)
   {
       struct page *page;
       int ret;
   
       // 1. 获取 PTE
       pte_t *pte = find_and_lock_pte(vma->vm_mm, addr, &ptl); // 查找并锁住页表项
       if (!pte) return VM_FAULT_SIGSEGV; // 没有映射
   
       // 2. 检查 PTE 状态
       if (pte_present(*pte)) {
           // 页面已存在，可能是目标设备内存或源设备内存
           page = pte_page(*pte);
           if (page_is_device_page(page)) {
               // 页面已在设备内存中，直接返回
               unlock_pte(ptl);
               return VM_FAULT_NOPAGE;
           }
           // 页面在CPU内存，但设备需要访问，可能需要迁移
       }
   
       // 3. 页面不存在或需要迁移
       // 尝试从CPU内存获取页面
       ret = get_user_pages_fast(addr, 1, FOLL_WRITE, &page); // 获取页面
       if (ret <= 0) {
           unlock_pte(ptl);
           return VM_FAULT_OOM; // 内存不足或无法获取
       }
   
       // 4. 迁移页面到设备内存
       struct page *new_device_page;
       new_device_page = hmm_alloc_device_page(vma->vm_mm, page); // 在设备内存中分配新页面
       if (!new_device_page) {
           put_page(page);
           unlock_pte(ptl);
           return VM_FAULT_OOM;
       }
   
       // 实际数据拷贝
       hmm_copy_page_to_device(new_device_page, page);
   
       // 5. 更新页表
       pte_t new_pte = mk_pte(new_device_page, vma->vm_page_prot);
       set_pte_at(vma->vm_mm, addr, pte, new_pte);
   
       // 6. TLB 失效
       flush_tlb_range(vma, addr, addr + PAGE_SIZE);
   
       put_page(page); // 释放旧的CPU页面引用
       unlock_pte(ptl);
       return VM_FAULT_NOPAGE; // 成功处理
   }

   上述代码是高度简化的概念性描述，实际内核实现涉及更多的锁、错误处理、原子操作、内存屏障以及对 struct page 结构体的复杂扩展，以支持设备内存。

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五、统一内存地址空间管理：具体机制与代码视角

HMM 框架的最终目标是让 CPU 和 GPU 共享一个统一的虚拟地址空间，这需要操作系统和硬件的紧密配合。

虚拟内存区域 (VMA) 与 HMM 的集成：

在 Linux 内核中，每个进程的虚拟地址空间由一系列 vm_area_struct 结构体（VMA）描述。每个 VMA 代表一个连续的虚拟地址范围，并关联了一组 vm_operations_struct 回调函数，用于处理该区域的缺页、mmap、munmap 等操作。

HMM 允许设备驱动程序为特定的 VMA 注册额外的操作，或者说，扩展 vm_operations_struct 的功能，以支持设备内存相关的操作。通过这种方式，当一个 VMA 对应的内存被标记为“可由异构设备访问”时，其缺页处理等逻辑就可以被设备驱动接管。

HMM vm_ops 的扩展：hmm_vma_ops (概念性)

虽然内核没有直接命名为 hmm_vma_ops 的结构体，但其思想是通过现有的 vm_operations_struct 和其内部的 fault 回调，结合设备驱动实现的特定逻辑来实现 HMM 的功能。当 fault 回调被触发时，它可以判断当前 VMA 是否是一个由 HMM 管理的区域，并调用 HMM 框架的函数来处理。

// 简化概念：想象一个扩展的vm_operations_struct
struct my_device_vm_operations_struct {
    struct vm_operations_struct vm_ops; // 嵌入标准 VMA 操作
    // ... 针对 HMM 的额外操作，例如设备特定的页面迁移回调
};

static vm_fault_t my_device_fault(struct vm_fault *vmf) {
    struct vm_area_struct *vma = vmf->vma;
    unsigned long address = vmf->address;
    bool write_access = (vmf->flags & FAULT_FLAG_WRITE);

    // 1. 判断是否是 HMM 管理的区域
    if (!vma_is_hmm_managed(vma)) {
        // 如果不是，回退到默认的或标准的文件/匿名页缺页处理
        return VM_FAULT_SIGSEGV; // 示例：简单返回错误
    }

    // 2. 调用 HMM 核心逻辑处理设备缺页
    // 这将涉及查找页面、可能迁移页面、更新设备页表等
    int ret = hmm_range_fault(vma, address, /*prot*/ NULL, write_access, /*map_info*/ NULL);

    if (ret == VM_FAULT_NOPAGE) {
        return VM_FAULT_NOPAGE; // 成功处理
    } else if (ret == VM_FAULT_OOM) {
        return VM_FAULT_OOM; // 内存不足
    }
    // ... 其他错误处理
    return VM_FAULT_SIGSEGV;
}

// 在设备驱动中，当mmap一个设备内存区域时，可以设置其vm_ops
int my_device_mmap(struct file *filp, struct vm_area_struct *vma) {
    // ... 准备 VMA
    vma->vm_ops = &my_device_vm_operations_struct; // 关联自定义的 vm_ops
    // ...
    return 0;
}

NVIDIA CUDA Unified Memory (UM) 与 HMM 的关系：

NVIDIA 的 CUDA Unified Memory (UM) 是用户空间感知 HMM 概念的一个典型例子。UM 允许程序员使用 cudaMallocManaged() 分配内存，然后 CPU 和 GPU 都可以通过同一个指针访问这块内存。

• 早期 UM (Kepler, Maxwell 架构)： 主要通过“超额订阅”（Over-subscription）和“一致性通过迁移”（Coherence via migration）实现。它在内部维护了数据在 CPU 和 GPU 内存中的副本，并依靠运行时库在 cudaMemcpy 隐式调用、或在核函数启动前将数据一次性迁移到 GPU。这并非真正的按需分页，而是更像一个高级的缓存管理。
• 现代 UM (Volta, Turing, Ampere 架构及更高版本)： 结合了硬件支持和操作系统支持，实现了真正的按需分页和统一寻址。
  • 硬件支持： NVIDIA GPU 的 MMU 支持页面错误（Page Fault）处理，当 GPU 访问一个不在其本地内存中的页面时，能够触发中断。同时，NVLink 等技术提供了 CPU 和 GPU 之间的高速缓存一致性互联。
  • 操作系统支持： NVIDIA 驱动程序与 Linux 内核的 HMM 框架深度集成。当 GPU 触发缺页中断时，驱动程序通过 HMM 框架请求内核处理。内核会负责将所需的页面从 CPU 内存迁移到 GPU 内存，并更新 GPU 的页表。

代码示例：CUDA cudaMallocManaged

#include <iostream>
#include <cuda_runtime.h>

#define N 1024

// GPU 核函数：向量加法
__global__ void addVectors(int* a, int* b, int* c, int size) {
    int idx = blockIdx.x * blockDim.x + threadIdx.x;
    if (idx < size) {
        c[idx] = a[idx] + b[idx];
    }
}

int main() {
    int* data_a, *data_b, *data_c; // 统一内存指针
    size_t bytes = N * sizeof(int);

    // 1. 使用 cudaMallocManaged 在统一内存中分配数据
    // 这块内存对 CPU 和 GPU 均可见，且由 CUDA 运行时和 OS 共同管理
    cudaMallocManaged((void**)&data_a, bytes);
    cudaMallocManaged((void**)&data_b, bytes);
    cudaMallocManaged((void**)&data_c, bytes);

    // 2. 在 CPU 上初始化数据
    for (int i = 0; i < N; ++i) {
        data_a[i] = i;
        data_b[i] = i * 2;
    }

    // 3. （可选）预取数据到 GPU，提升首次访问性能
    // 这不是必需的，但可以优化性能。如果省略，数据会按需迁移。
    cudaMemPrefetchAsync(data_a, bytes, 0); // 0 代表默认设备
    cudaMemPrefetchAsync(data_b, bytes, 0);
    cudaDeviceSynchronize(); // 等待预取完成

    // 4. 在 GPU 上启动核函数
    int blockSize = 256;
    int numBlocks = (N + blockSize - 1) / blockSize;
    addVectors<<<numBlocks, blockSize>>>(data_a, data_b, data_c, N);

    // 5. 等待 GPU 完成计算
    cudaDeviceSynchronize();

    // 6. （可选）预取数据到 CPU，提升 CPU 访问结果性能
    cudaMemPrefetchAsync(data_c, bytes, cudaCpuDeviceId);
    cudaDeviceSynchronize();

    // 7. 在 CPU 上验证结果
    for (int i = 0; i < 10; ++i) {
        std::cout << data_a[i] << " + " << data_b[i] << " = " << data_c[i] << std::endl;
    }

    // 8. 释放内存
    cudaFree(data_a);
    cudaFree(data_b);
    cudaFree(data_c);

    return 0;
}

使用 cudaMallocManaged 后，代码变得异常简洁。程序员不再需要显式地进行 cudaMemcpy。数据迁移由 CUDA 运行时和底层 HMM 机制自动处理。当 GPU 首次访问 data_a 中的某个页面时，如果该页面当前在 CPU 内存中，GPU 会触发一个缺页，驱动通过 HMM 框架将该页面迁移到 GPU 内存，并更新 GPU 的页表。

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六、HMM 的挑战与未来方向

尽管 HMM 带来了革命性的变革，但其实现和优化仍然面临诸多挑战：

1. 硬件支持的必要性：

   • 设备 MMU 必须支持页面错误： 这是按需分页的基础。
   • 原子操作和同步原语： 异构设备需要能够执行原子操作，以维护共享数据结构的一致性。
   • 缓存一致性协议： 例如 PCIe ATS (Address Translation Services) 和 NVLink Coherent Memory，这些技术确保 CPU 和 GPU 共享的内存区域能够保持缓存一致性，避免数据脏读。
   • 高性能互联： 像 NVLink 这样的高速、低延迟互联技术对于高效的页面迁移至关重要。

2. 性能优化：

   • 页面迁移的粒度与策略： 以页为单位迁移数据可能不是最优解。需要更智能的预取、聚簇迁移（Coalesced Migration）和基于访问模式的动态迁移策略。
   • TLB shootdown 开销： 当页面迁移或页表更新时，需要使其他设备的 TLB 失效，这会带来性能开销。
   • NUMA 架构考量： 在多 CPU 插槽、多 GPU 的 NUMA 系统中，如何将数据放置在距离访问设备“最近”的内存中，以最小化访问延迟。
   • 内存带宽与延迟： PCIe 仍然是瓶颈。如何减少数据在 PCIe 上的传输量是永恒的课题。

3. 编程模型演进：

   • 虽然 HMM 简化了内存管理，但为了获得最佳性能，程序员仍然可能需要提供一些提示（如 cudaMemPrefetchAsync）或使用更高级的编程模型。
   • OpenMP 5.0/5.1： 引入了 declare target、present_map、use_device_ptr 等机制，开始支持更加抽象的异构内存管理。
   • SYCL、OneAPI： 这些开放标准和编程框架旨在提供一个统一的编程接口，抽象底层硬件和内存管理细节。

4. 安全性与隔离：
   在统一地址空间中，如何保证不同进程、不同用户，甚至不同虚拟机之间的内存安全隔离，防止恶意或错误访问，是一个复杂的问题。这需要 MMU 和操作系统提供强大的保护机制。

5. 异构设备的进一步集成：
   除了 CPU 和 GPU，未来还将有更多类型的加速器（如 FPGA、AI 专用芯片）加入异构系统。HMM 框架需要足够灵活，以适应这些新设备的独特内存管理需求。

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七、展望未来异构系统内存管理

HMM 是异构计算发展历程中一个里程碑式的进步。它将复杂的底层内存管理任务从程序员手中解放出来，转向由操作系统和硬件协同处理，极大地简化了异构编程模型，提高了开发效率。

未来，我们期待 HMM 框架能够进一步完善，硬件支持能够更加普及和强大，实现真正的“零拷贝”和“零感知”异构内存访问。这将使得异构系统能够更加透明、高效地运行各种工作负载，加速人工智能、科学计算等领域的创新步伐。软硬件的紧密协同，将是构建未来高性能、高能效异构计算系统的关键。