hotchpotch/wikipedia-multilingual-ir-pairs huggingface dataset:
宇川のアユ 宇川での研究
京都大学研究グループによって宇川で解明されたアユ生息可能密度を基準に算出されたアユの放流基準は、アユがなわばりを作る密度か、なわばりを作らず群れアユとなる密度かで2通りあり、なわばり構造が成立する密度であれば1平方メートルあたり0.7尾、なわばりが維持できず群れアユとなる密度であれば1平方メートルあたり4尾程度と算出された。また、なわばりを作ることができる範囲は川の状態により異なるため、河床に等級をつけて等級別になわばり利用率を出し、それを集計する計算式が示された。これらの数字は「京都方式」と呼ばれ、友釣りを前提とするなわばり構造をアユが維持できる密度1平方メートルあたり0.7尾を基準密度として示しつつ、その3倍ほどの量を放流して自然の状態に近づけることが望ましいと提言されている。
1980年代には全国各地の水産試験場が中心となって同様の調査が行われ、1986年（昭和61年）に1平方メートルあたり0.3–0.6尾という結果が算出されたが、高知県の河川を例に挙げれば1平方メートルあたり約1尾の密度で平年並みとみられる漁獲量に達するという。2004年（平成16年）に天然アユの大量遡上があった高知県物部川では5月末時点の平均密度が1平方メートルあたり4.0尾に達したが、高密度のアユが生息できるこうした河川は天然遡上アユが主体で大きさに幅があり、一時にすべてのアユが漁獲対象になるわけではないという点で、放流時の大きさが一定になりやすい放流アユが主体の河川とは差異がある。
1955年（昭和30年）から約30年間に及んだ京都大学の生態調査と並行し、川那部浩哉及び長崎大学の東幹夫の呼びかけにより、地元の中学校や高校の教諭・瀬川信一及び伴浩治らで結成された「宇川アユ研究グループ」による流下仔魚調査が1977年（昭和52年）にはじまった。宇川で生まれた天然アユが海に出る際に採捕しその数を数えたもので、既存の研究で明らかになっていた「産卵場直下では19時前後に仔魚流下が最も盛んになる」ことを参考に、仔魚の流下数のピークと流速をもとに産卵場所やその状況を明らかにし、地域での教育に活かすことを意図した調査である。この調査はその後20年間続けられ、毎年9月から12月のアユの産卵期に週に1回、宇川河口域で仔魚を採捕して数を数え、その総数を推定した。
宇川のアユの産卵場は、京都大学の1956年（昭和31年）の調査で5か所確認されていたが、その後、上流の小脇や川久保付近の山崩れで土砂が宇川に大量に流入したことから、付近の産卵場の環境変化が懸念されていた。1980年（昭和55年）から1981年（昭和56年）にかけての研究グループの調査では、河口付近の車野を下限として、宇川橋堰堤防付近までの範囲の4カ所で産卵場を特定し、宇川橋より上流2カ所に産卵場と推測できる地点を算出した。産卵保護のため、1928年（昭和3年）の記録では宇川橋から下流は10月1日以降、2021年（令和3年）現在は中瀬橋から下流は9月20日以降、禁漁区に指定されている。
宇川のアユ 生息環境
流れのある場所で藻を食すアユの生産性は、直接餌を与える集約的養殖池に匹敵するほど高いという。1955年（昭和30年）の調査で、宇川の中でアユの体が作られた値、すなわち宇川のアユが春に海から遡上してからの3カ月で育つ生産速度は、1平方メートルあたり平均して380グラムで、この値は北アメリカの五大湖やヨーロッパの北海における魚の年間の全生産速度の数百倍以上、テムズ川やヨーロッパ渓流の全魚種の10–100倍に達する。
日本列島本州の中流河川では、水温と日照が高い夏に川底の礫に付着するコケなど藻類の生育はとてもよく、アユはこの藻類を剥ぎ取るように摂食して藻類の生産性をさらに向上させる、魚類では珍しい性質をもつ。宇川の形態や水温は、やや上流的で、アユの生息限界ぎりぎりのあたりにかなり近いとみられているが、宇川は、上流・中流・下流を通して川床が石礫で水が清澄であるため渓流魚の生育に適している。川床一帯の礫には、アユの餌になる藻が沢山くっついているので餌に困ることなく成長することができ、日本国内の他の川に生息するアユに比べても成長する速度が速いという。付着藻の量ははだしで石の上を踏むと足がすべる程度で、宇川中流域の瀬では夏の成長期にのみ繁殖する。瀬の石であれば表面100平方センチメートルあたり湿重量で2.5グラムの藻が繁殖するのに対し、淵では瀬の石の3分の1から5分の1程度しか繁殖しない。
宇川のアユ 生息環境
宇川には農業や防火用の取水堰が多くあり、河口の平地区から、上流の鞍内までの間に9つの堰がある。落差のある農業用堰には全面に粗石を配置してアユが休める水のたまり場を設けたり、流れの強さを穏やかにする効果のある石積みの魚道を整備したりするなど、アユたちが遡上しやすいように配慮されている。こうした天然遡上アユの生息する宇川下流域の環境は、1986年（昭和61年）6月18日付で丹後町指定天然記念物に指定され、2004年（平成16年）の6町合併による京丹後市発足と同時に京丹後市指定文化財となった。
かつての宇川では、上流の弥栄町野間地域までアユが遡上したが、1918年（大正7年）に小脇発電所の建設に伴い田中ダムが造られたことから、以後はほとんど弥栄町域へは遡上していない。ただし、まったく遡上できないということでもなく、宮地伝三郎は、小脇発電所の淵よりさらに1キロメートルほど上流にある川久保ダム（落差1メートル）より上にはアユはほとんど上がらない、としている。
宇川のアユ 生息環境
宇川の河口付近は砂が堆積するため、年や季節によってアユの遡上口は変わる。アユが遡上する時期には、カワウやサギがアユを狙って待ち伏せるため、上宇川漁業協同組合では川の上空に防鳥糸を張るなどしてアユを守る工夫を凝らしている。
アユの多い川は、水質が良いことでも知られている。川に放出される生活排水にはリンや窒素が含まれ水質汚濁の原因となるが、これらは川床の藻類の栄養源でもあり、藻類の増殖がさかんな夏場は水中の窒素分の濃度が低下する。この藻類をアユが摂食し、それが漁獲されることで川から取り除かれる水質浄化サイクルが成立する。物部川で水質と藻類の関係を調査した高知大学深見公雄の研究によれば、アユ釣りシーズンに物部川から除去されたリンと窒素の値は、約20年の調査の年平均値でアユが川に棲息する半年間に物部川に流れたリンのうち約20パーセント、窒素分の約1パーセントに相当し、アユの増殖は水質浄化につながるという観点でも着目されはじめている。
宇川のアユ 生息数
アユの生息数として記録に残っている世界最高の数値は、宇川における1955年（昭和30年）の調査結果で、水面1平方メートルあたり平均4.5尾である。アユの生息に適さない砂底や淀んだ淵の部分も含めての平均値であるため、流れが早く大きな石のある瀬では、アユの数は10–15尾にものぼったものと考えられる。川那部浩哉は、1986年2月の「日本民俗文化源流の比較研究」のシンポジウムのなかで、「今日まで他の川でもこれに近い値は見られたことがない。」と宇川のアユの豊かさを称えている。1955年（昭和30年）には、未就学児と思しき幼子が竹竿で水面を叩いて20センチメートル程のアユを容易に数十尾捕まえていたり、網に驚いて河原に飛び上がったアユ数尾を川那部自身も拾う経験をしたという。
宮地伝三郎は、この頃の宇川のアユの生息量について、1955年（昭和30年）は50万尾、1956年（昭和31年）は8万尾、1957年（昭和32年）は1万尾であったと推測している。年による大きな変動について、川那部は様々な調査結果から少なめに見積もっても数年に一度は1955年のような大発生があったものとみている。
宇川のアユ 生息数
地域の古老の記憶によれば、京都大学一行が調査を行った1950年代すでに、アユは減少傾向にあったといい、1920年代に和服で小学校に通っていた子が、下校のついでに尻まくりをして下流側にやや足を開いて浅瀬に座るとアユが股下へ頭を突っ込んでくるのでそれを毎日抱えて持って帰ったとか、戦前は川に入ると意図せず足で踏んでしまうほどアユがいたというような話も残されている。
1980年頃、宇川上流の狭窄部で行われた道路工事で、大量の風化花崗岩の砂が下流に流された。これによりアユの生育に適した淵や瀬が埋まり、アユの生息数は激減したという。
1987年（昭和62年）6月末からは上流部にあたる宮津市上世屋で大規模な丹後国営農地開発事業が行われ、泥や微粒砂が大量に宇川に流入し、7月には川が白濁し、10月下旬の台風で増水するまで、川底には厚く泥が堆積した。瀬川ら「宇川アユ研究グループ」の調査では、ある1日の17時から23時までの6時間に仔魚が海に出た数は、1980年（昭和55年）は40,018尾程度、1986年（昭和61年）には7,077尾程度と推測されていたが、1987年（昭和63年）は325尾程度まで激減した。1987年（昭和63年）では、1986年（昭和62年）より親魚が多かったことも確認されており、仔魚の激減とこうした上流の工事による土砂流入との因果関係は明らかとみられる。
宇川のアユ 生態
春、海水温と川の水温が同じくらいになると、天然アユは川へ遡上する。
宇川が流れ込む平の湾は、奥行き200メートル、幅1キロメートルほどの浅く、対馬暖流の影響を直に受ける地形のため水質は外海の海水とほとんど変わらない。しかし潮の干満差が最大30センチメートル程と小さく、宇川河口の川幅が狭いため、川水は河口から10メートル地点でもすでに海水の影響を受けず、川水と海水が混じりあう汽水域はごく狭くなっている。宇川のアユは、数十秒から長くても数分以内に、海水と淡水の変化に適応し、河口を通過して数分後から十数分後には藻類を食み始める。宮地の研究以前のアユの生態見聞では、稚アユの食性は海でのプランクトン食から、遡上後しばらくは昆虫食になり、やがて藻類食に移行するものと考えられており、実際にその例が知られていたが、宇川のアユにおいては遡上後ただちに藻食となる。
宇川のアユ 生態
この時点でのアユの体長は5–7センチメートルである。遡上アユのうち、夏までに死んでいくのは約半数とみられ、初夏に川の一面になわばりを作るアユは生き残った残り半分のアユである。アユはなわばりの中にある岩に付着した藍藻や珪藻などの藻類を餌とする。砂や泥の上にも藻は生えるが、夏の宇川のアユは岩に付着した藻類しか食べない。質の良い藻類はある程度流れのある瀬の石に付着する。アユの1日の摂食量は約20グラムで、早朝から夜遅くまでほぼ一日中休みなく藻を食み、夜は流れのゆるやかな淵や、大きな岩の下手で眠る。この淵と、その下手にある瀬の間を行き来するアユの習性を利用した漁法を網漁では「朝ばり」「夕ばり」と呼び、アユが移動するときを狙って網を張ったという。
宇川に遡上する天然の稚アユの数は年により大きな変動があり、1955年（昭和30年）の調査では1平方メートルあたり11.0尾のところ、1959年（昭和34年）の調査では1平方メートルあたり0.67尾であった。長年の継続的な調査の結果、年により最大50倍程度の遡上数の差が確認されており、生息密度や宇川アユの社会構造にも大きな影響を与えることが明らかとなっている。
宇川のアユ 生態
アユは一般に餌場となるなわばりを形成し、なわばりに他のアユが侵入すると攻撃する性質をもつが、1平方メートルあたりの密度が3尾以上になるとアユはなわばりを維持できなくなり、他のアユを攻撃することなく川全面で群れて生活するようになる。天然遡上アユが川で過ごす期間は5カ月である。年魚といわれ、産卵を終えると「落ちアユ」となって川を下り、一生を終える。秋に川で孵化した仔魚は、冬の間は海に下り、温暖な沿岸海域で過ごす。熊野灘や伊勢湾などではこの時期の海産稚アユを養殖や放流用の種苗として漁獲し出荷する。丹後半島では1970年（昭和45年）頃までは宮津市の養老付近で海産稚アユを捕っていたが、豊漁と不漁の差が年により大きかったため産業として成り立たず、以後は行われていない。
宇川流域の漁業協同組合では毎年5月に琵琶湖から稚アユを購入して放流事業を行っているが、湖産のアユは遺伝的形質から海で生きることができず、その仔魚も、海に出ると死んでしまう。湖産アユは天然遡上アユよりも産卵時期が早いため、海に流下しても海水温が高すぎて適応できないことが原因とも、海水の塩分への耐性が退化したからであるともいわれている。そのため、湖産の稚アユの放流によって、翌年以降の天然遡上アユが増加することはない。
宇川の天然遡上アユの産卵盛期は、1955年（昭和30年）の京都大学の調査では10月中旬と結論付けられているが、1986年（昭和61年）から1988年（昭和63年）にかけての宇川アユ研究グループの調査では、1986年（昭和61年）が10月下旬、1987年（昭和62年）が11月上旬、1988年（昭和63年）が10月上旬と、産卵時期に幅があることがわかった。1987年（昭和62年）には上流域での国営農地開発の影響で川床が泥に埋まっており、それが10月下旬の台風による増水で一掃されたことで産卵に適した場所が生まれ、親魚が11月上旬に一斉に産卵したと考えられる。一方、湖産アユは9月中旬に産卵するため、放流によって両者が交雑して天然遡上アユの性質が損なわれることはない。
宇川のアユ 宇川の漁業
宇川にアユが生息することは古くから知られており、近世以前には手で押さえ漁獲していたが、享保年代（1716–1736年）に京都代官所の巡視を受けた際に宿泊先でアユを焼いて供したところ、その美味を称賛され、投網一網と漁法の伝授を受けてその後は投網を用いたアユ漁が盛んになった。
投網漁業者を「川戸（かわと）」と呼び、その後明治時代まで川戸でなければ漁業をすることはできなかった。延享2年（1745年）から鮎運上として銀2匁1分6厘を上納しており、アユの成長を見計らって網元庄屋が漁業開始を指示し、土用の入りで川閉めとした。
明治時代になると漁期の制限が乱れ、1877年（明治10年）–1887年（明治20年）にかけて乱獲されたため、宇川のアユは根絶の危機に瀕した。当時の村長・井上徳左衛門がこれを憂い、京都府知事にアユの保護を上申し、以後、毎年7月1日までは小鮎を獲るのは禁じられることとなった。ちょうどこの頃、平小学校の教師を務めていた宮津の士族・葛山源之助が巻網（旋網）を用いて多くのアユを漁獲しており、漁業者も見習って巻網を使用するようになっていった。
宇川のアユ 宇川の漁業
1928年（昭和3年）10月の地域紙「宇川報」には、京都大学の宮地らの研究に先立つこと30年前、愛漁家が研究し、記録した宇川のアユの生態や漁が紹介されている。この記録に拠れば、当時の上宇川村ではアユの人工交配を行っていた。毎年10月中旬に多数のアユを捕らえて里芋の葉にまず雌魚の卵を絞り出し、次いで雄魚の精液を胴体側面を圧迫して絞りかけ、羽箒で撹拌した後、シュロの毛でできた枠を水中にいれてそのなかに受精卵を入れ、海苔をすくように漉きあげる。この作業後、枠に付着して水洗いしても落ちない卵は受精したもので、それを長さ1間、幅1尺の小さな穴を無数に空けた箱に立て並べて重石を載せ、中程度の流速の水中に放置した。十分に成熟した雌アユからは、4–5万粒の卵が採取できたという。上宇川村で毎年処理した卵の数は70–80万粒だった。
1901年（明治34年）、宇川を有する丹後町宇川地区東部において、上宇川漁業協同組合の前身である上宇川漁業組合が誕生した。当時は海と川の双方での漁業権を持ち、1934年（昭和9年）には、アユ入漁料として投網漁・竿釣り共に1日70銭、巻網漁は1日1円を徴収した。当時は稚鰻を放流しており、鰻漁は1日70銭を徴収した。
宇川のアユ 宇川の漁業
1949年（昭和24年）、組合法改正に伴い、上宇川漁業組合から上宇川漁業協同組合と改称した。上宇川漁業協同組合は、1964年（昭和39年）に海の漁業権を放棄し、淡水漁業のみを対象にした組合となり、海の漁業権は、下宇川漁業協同組合へ移譲された。
河川の漁業では、全国的に組合員でも専業の漁師は少なく、漁獲物を機関を通じて売買することも海洋漁業と比して少なく、鑑札を買って獲っていく釣り人が多いために、漁獲統計が整備されていない。上宇川漁業協同組合においても同様で、宇川のアユが実際にどのくらい生息し、漁獲され、消費されてきたのかは今日に至るまで明らかでない。
宇川のアユ 宇川の漁業
上宇川漁業協同組合では、かつては各戸すべてが組合に加入し、1988年（昭和63年）の組合員数は110名を数えた。この頃から京都府の漁場管理委員会より通知される増殖目標に従い、稚アユを放流している。1987年（昭和62年）には、200キログラムの稚アユを放流し、この事業は高齢過疎化で組合員数が30名程度まで減少した2021年（令和3年）現在も毎年5月に行われている。放流地点は中瀬橋付近の親水公園や、宇川橋付近で、地元保育園との協働事業として、宇川流域の5カ所から7カ所で行う。2017年（平成29年）と2019年（令和元年）には宇川流域の5カ所で琵琶湖から購入した体長7–10センチメートルほどの稚アユ約18,000尾・約150キログラムを放流した。
宇川は、京丹後市丹後町と弥栄町の2町にまたがる河川である。下流側となる丹後管内は上宇川漁業協同組合の管轄であるが、上流側の弥栄町野間地域には野間漁業協同組合がある。しかし、丹後町小脇にある水力発電所「小脇発電所」の田中ダムを越えてアユが遡上することは容易でなく、野間にはほとんど到達しないとみられており、野間漁業協同組合では毎年より多くの稚アユを放流している。2021年（令和3年）には400キログラムを放流した。
宇川のアユ 宇川の漁業
21世紀現在、主流の網漁である巻網は、戦前まではまだ少なく、当初の網漁は投網であったという。投網は労力を要し、アユの解禁日は、一帯の虎杖小学校や上宇川小学校は休業や授業を遅らせるなどして、児童もアユ漁に参加した。大人が網を打っている横で、子どもは棒で叩いてアユを捕まえたという。
巻網・投網・友釣りの3種の漁法のうち、釣りはほぼ観光客であり、地元漁師は網漁でアユを捕る。地元住民がアユ漁をするのはほとんど解禁日当日のみで、翌日以降は民宿の主が客の夕食のために時々捕るほか、野良仕事や昼寝の時間に川遊びが好きな者が30分ほど網をまく程度である。京都府最北端の宇川は都市部から離れすぎているために、アユがいくら多くても遊漁者はほとんどなく、村の人達のアユ獲りもお祭りのようなもので現金収入にはほとんどならないのが実情であるという
網も釣りも解禁日は以前は一緒であったが、近年では釣りが先駆けて解禁する。昭和中期には例年7月の第1日曜日が釣り・第3土曜日が網の解禁日となっていたが、変動もある。2021年（令和3年）は、上宇川漁協組合では、釣りが6月27日午前6時に解禁し、網漁は区域によって異なり7月18日または8月1日の午前8時に解禁とされた。遊漁期間はいずれも9月30日までとされ、9月20日以降、宇川親水公園付近の中瀬橋から下流河口は禁漁区となる。
一方、上流の野間地域の解禁日は、釣りが7月3日午前6時で漁期は5週間、網漁の解禁日は友釣専用区を除いて8月8日午前8時とされる。一部、釣専用区が設定されており、その解禁日は8月29日午前8時となっている。
宇川のアユ 文化
宇川流域の郷土料理に、「アユのかす漬け」がある。伏見の酒蔵へ出稼ぎに行った「宇川杜氏（丹後杜氏）」が、故郷に持ち帰った酒粕で地産のアユを漬け込み、次の冬の出稼ぎで酒蔵への土産として持参したのがはじまりとされる。江戸時代から、農閑期で積雪が多い冬の収入源として、多くの男子が出稼ぎとして酒蔵の仕込み作業に出かけており、大正末期から昭和期には伏見の醸造界で400人以上の丹後杜氏が活躍した。
1964年（昭和39年）に上宇川漁業協同組合が製造したアユのかす漬けのパッケージには、「宇川名産」の文字とアユの姿が描かれている。パッケージでは「宇川鮎の特色」として、「毎年四・五十万匹の天然小鮎が大群をなして遡上し、七・八月の候ともなれば二十糧前後の大鮎となって宇川随一の名産となります。」と述べ、さらに「京都大学動物学教室の研究指定川となり」と宇川でのアユの生態研究を紹介。続いて「酒粕漬鮎の召し上がり方」として、「本品は當地の酒造人の出稼ぎ酒屋の上質酒粕を用いて調理」「とろ火にかけて狐色になるまで焼き骨抜きしてそのまま召し上がって下さい。」と述べ、肴として日本酒に合う等と説明されている。
宇川のアユ 文化
出稼ぎ労働は20世紀中頃には廃れ、宇川杜氏もほぼ姿を消した。宇川のアユそのものがほとんど市場に流通しないことから、その伝統の味は特産の土産物になるほどには残っていないものの、上宇川地域に嫁ぎ、宇川加工所を通して地産地消の食品加工販売を行う女性がこの食文化を知り、2015年–2018年頃には「アユのかす漬け」復活を試みた事例が知られている。
宇川住民によるアユ漁の目的は第一にわた（内臓）であり、身肉はついでと考えられてきた。アユのわたは60–70パーセントの塩とよく和えて甕に付けて「うるか」とする。漬け込みから約1週間で熟して風味が加わるが、古いものが上質とされる。副食や酒肴でもあるが、第一に強壮剤として重宝され、慢性の不調や、胃腸の調子が良くない時などにはまずうるかを舐める習慣があった。また、皮膚のかぶれにもうるかを塗った。
アユのわたは、体重の約13パーセントを占め、産卵期には25パーセントを占めた。産卵期のメスからとったものを「真子うるか」「子まじりうるか」、オスからとったものを「白うるか」と称し、頭部と鰭を除いたアユの肉ごとわたを刻んで味醂と麹で漬けたものを「切り込みうるか」と称したが、最も上質なものはわただけで作るうるかで、「わたうるか」「にがうるか」「しぶうるか」等と称された。
毎年8月15日に宇川の中瀬橋親水公園（宇川親水公園）で開催されるイベント。アユのつかみどり体験があり、参加者は捕った魚を持ち帰ることができる。
一貫性モデル (ソフトウェア)
一貫性モデル（いっかんせいモデル、英: consistency model）または整合性モデル（せいごうせいモデル）は、分散共有メモリシステムや分散データストア（ファイルシステム、データベース、楽観的レプリケーションシステム、ウェブキャッシングなど）のような分散システムで使用される。システムは、メモリ上の操作が特定のルールに従っている場合、あるモデルをサポートしていると言う。データ一貫性モデルは、プログラマーとシステムの間の契約を規定するもので、プログラマーがルールに従えば、メモリは一貫しており、メモリの読み書きや更新の結果は予測可能であることをシステムが保証する。これは、キャッシュやキャッシュレスのシステムで発生するコヒーレンスとは異なり、すべてのプロセッサに対するデータの一貫性を意味する。コヒーレンスは、1つの場所や1つの変数への書き込みをすべてのプロセッサが見ることができるようなグローバルな秩序を維持することを意味する。一貫性とは、複数の場所への操作の順序を、すべてのプロセッサに対して維持することである。
一貫性モデル (ソフトウェア)
C++ や Java などの高レベル言語では、メモリ操作を低レベルの操作に変換することで、メモリセマンティクスを維持しながら契約を部分的に維持している。契約を守るために、コンパイラは一部のメモリ命令を並べ替えたり、pthread_mutex_lock()などのライブラリコールは必要な同期をカプセル化したりする。
モデル検査による逐次的な整合性の検証は、有限状態のキャッシュコヒーレンスプロトコルであっても、一般的には決定不可能である。
一貫性モデルは、更新の見かけ上の順序と可視性に関するルールを定義しており、トレードオフの連続性を持っている。
一貫性モデル (ソフトウェア) 事例
次のようなケースが想定できる。
一貫性モデルは、クライアントAが行った書き込みをクライアントBが見ているかどうかを判断しなければならない。
一貫性モデル (ソフトウェア) 類型
一貫性モデルの定義と分類には、発行と観測の2つの方法がある。
例えば、一貫性モデルでは、以前に発行された操作がすべて完了するまで、プロセスが操作を発行することはできないと定義することができる。一貫性モデルによって、適用される条件は異なる。ある一貫性モデルは、そのモデルのすべての条件とそれ以上の条件を必要とする場合、他のモデルよりも強いと考えることができる。言い換えれば、制約条件が少ないモデルは、弱い一貫性モデルと考えられうる。
これらのモデルは、ハードウェアがどのように配置されるべきかを定義し、プログラマがどのようにコーディングするべきかを高いレベルで定義する。選択されたモデルは、コンパイラがどのように命令を並べ替えるかにも影響してくる。一般的には、命令間の制御依存関係や同じ場所への書き込みが順序づけられていれば、コンパイラは必要に応じて命令を並べ替えることができる。しかし、以下に説明するモデルでは、ロード前の書き込みを順序変更できるものとできないものがある。
厳密な一貫性は、最も強力な一貫性モデルである。このモデルでは、任意のプロセッサによる変数への書き込みは、すべてのプロセッサによって瞬時に確認される必要がある。
一貫性モデル (ソフトウェア) 類型
厳密モデルの図と非厳密モデルの図は、時間の制約である「瞬間」を表している。これは、あたかもグローバルクロックが存在し、すべての書き込みがそのクロック期間の終わりまでにすべてのプロセッサのキャッシュに反映されなければならないように理解することができる。次の操作は、次のクロック期間にのみ行われなければならない。
これは最も厳格なモデルである。このモデルでは、プログラマーが期待した結果が毎回返ってくる。よって決定論的なモデルである。瞬間的なメッセージ交換は不可能なので、実用的な関連性は思考実験と形式論に限られる。また、同時書き込みが不可能であることを前提としているため、同じデータアイテムへの同時書き込みにおける衝突解決の問題にも役立たない。
逐次一貫性（整合性）モデルは、ランポート(1979)によって提唱された。厳密な一貫性モデルよりも弱いメモリモデルである。変数への書き込みは瞬時に確認される必要はないが、異なるプロセッサによる変数への書き込みは、すべてのプロセッサで同じ順序で確認されなければならない。ランポート(1979)の定義によると、「任意の実行結果が、すべてのプロセッサの操作が何らかの順序で実行された場合と同じであり、個々のプロセッサの操作が、そのプログラムで指定された順序でこの順序に現れる」場合に、逐次整合性が満たされる。
一貫性モデル (ソフトウェア) 類型
各プロセッサ内のプログラムの順序と、プロセッサ間の操作の順序は維持されるべきである。プロセッサ間の実行の順序を維持するためには、すべての操作が他のすべてのプロセッサに対して瞬間的または不可分的に実行されているように見えなければならない。情報を瞬時に送信することは物理的に不可能なので、これらの操作は完了したように見えればよい。例えば、単一のグローバル共有バスを利用したシステムでは、バスラインに情報がポストされると、すべてのプロセッサが同じ瞬間にその情報を見ることが保証される。そのため、バスラインに情報を渡すことで、すべてのプロセッサに対して実行が完了し、実行されたように見える。キャッシュレス・アーキテクチャや、インターコネクト・ネットワークが瞬間的ではないキャッシュ・アーキテクチャでは、プロセッサとメモリの間にスロー・パスが含まれることがある。このような遅い経路では、あるメモリが他のメモリよりも早くブロードキャストデータを受け取るため、シーケンシャルな不整合が生じる可能性がある。
逐次一貫性は、非決定的な結果をもたらすことがある。これは、プロセッサ間の逐次操作の順序が、プログラムの異なる実行時に異なる可能性があるためである。すべてのメモリ操作は、プログラムの順番通りに行われる必要がある。
一貫性モデル (ソフトウェア) 類型
線形化可能性（不可分整合性とも呼ばれる）は、逐次一貫性にリアルタイム制約を加えたものと定義できる。
因果一貫性（因果整合性）とは、イベントを因果関係のあるものとないものに分類することで、順序の整合性を弱めるモデルである。このモデルでは、因果関係のある書き込み操作だけが、すべてのプロセスから同じ順序で見られる必要があると定義している。
このモデルでは、プロセッサによる同時書き込みと、因果関係のない書き込みについて、逐次整合性（逐次一貫性）を緩和している。2つの書き込みが因果関係を持つのは、1つの変数への書き込みが、任意の変数への以前の書き込みに依存している場合、2つ目の書き込みを行うプロセッサが1つ目の書き込みを読んだばかりの場合である。2つの書き込みは、同じプロセッサで行われた場合もあれば、異なるプロセッサで行われた場合もある。
逐次整合性（逐次一貫性）と同様に、読み取りは変更を瞬時に反映させる必要はないが、変数へのすべての変更を逐次反映させる必要がある。
W1はW2とは因果関係がない。
W(x)1とW(x)2は、W(x)2の前にP2がxに対して行った読み取りにより、因果関係がある。
一貫性モデル (ソフトウェア) 類型
データの一貫性を保ち、各プロセッサが独自のメモリを持つスケーラブルなプロセッサシステムを実現するために、プロセッサの一貫性モデルが考案された。すべてのプロセッサは、あるプロセッサが行った書き込みを見る順序と、異なるプロセッサが同じ場所に書き込んだ書き込みを見る順序が一致している必要がある（コヒーレンスの維持）。しかし、異なるプロセッサが異なる場所に書き込んだ場合には、一貫性を保つ必要はない。
すべての書き込み操作は、すべてのメモリに対するいくつかのサブ書き込みに分割することができる。このようなメモリからの読み出しは、このメモリへの書き込みが完了する前に起こる可能性がある。そのため、読み込まれたデータが古くなってしまうことがある。したがってプロセッサ一貫性下のプロセッサは、古いストアをストールする必要があるときに、より新しいロードを実行することができる。このモデルでも、Read before write、Read after read、Write before writeの順序は守られている。
プロセッサ一貫性モデルは、PRAM一貫性モデルに似ているが、同じメモリ位置へのすべての書き込みが、他のすべてのプロセスから同じ順序で見えるようにしなければならないという、より強い条件を備えている。プロセッサ整合性は、逐次整合性よりは弱いが、PRAM整合性モデルよりは強い。
一貫性モデル (ソフトウェア) 類型
Stanford DASHマルチプロセッサシステムでは、Goodmanの定義と比較できない（弱くもなく強くもない）プロセッサ一貫性のバリエーションを実装している。すべてのプロセッサは、あるプロセッサによる書き込みを見る順序と、異なるプロセッサによる同じ場所への書き込みを見る方法が一貫している必要がある。しかし、異なるプロセッサによる異なる場所への書き込みについては、一貫性を保つ必要はない。
パイプラインRAM整合性（PRAM整合性）は、1988年にLiptonとSandbergによって最初に記述された一貫性（整合性）モデルの1つとして発表された。非公式な定義のため、実際には少なくとも2つの微妙に異なる実装があり、1つはAhamadらによるもの、もう1つはMosbergerによる。
一貫性モデル (ソフトウェア) 類型
PRAM一貫性では、すべてのプロセスが、あるプロセスの操作を、そのプロセスが発行したのと同じ順序で見るが、異なるプロセスが発行した操作は、異なるプロセスから異なる順序で見ることができる。PRAMの一貫性は、プロセッサの一貫性よりも弱い。PRAMでは、ある場所へのコヒーレンスをそのプロセッサ全体で維持する必要性が緩和されている。ここでは、任意の変数への読み出しは、プロセッサ内で書き込みの前に実行することができる。このモデルでは、書き込み前の読み取り、読み取り後の読み取り、書き込み前の書き込みの順序は維持される。
キャッシュ整合性 (一貫性) は、同じメモリ位置へのすべての書き込み操作が、ある順序で実行されることを必要とする。キャッシュの整合性は、プロセッサの整合性よりも弱く、PRAMの整合性とは比較にならない。
遅い一貫性 では、あるプロセスがメモリの場所に以前に書き込まれた値を読み取ると、その後その場所から以前の値を読み取ることはできない。また、あるプロセスが行った書き込みは、そのプロセスがすぐに見ることができる。遅い一貫性は、PRAMやキャッシュコンシステンシーよりも弱いモデルである。
一貫性モデル (ソフトウェア) 類型
例: 遅いメモリーの図は、遅い一貫性の例を描いている。最初のプロセスがメモリロケーションXに1を書き込み、次にメモリロケーションYに1を書き込む。2番目のプロセスがYから1を読み込み、XがYより先に書き込まれたにもかかわらず、Xから0を読み込む。
Hutto, Phillip W., and Mustaque Ahamad (1990)は、適切なプログラミングによって、スローメモリ（一貫性）が表現力と効率性を持つことを説明している。彼らは、スローメモリには2つの価値ある特性があると述べている。それは、局所性と不可分的メモリからの削減をサポートすることである。彼らはスローメモリの表現力を示すために2つのアルゴリズムを提案している。
以下のモデルでは、プログラマーによる特定の同期を必要とする。
一貫性モデル (ソフトウェア) 類型
プログラムの順序やアトミック性（不可分性）は、すべての読み取りと書き込みではなく、特定の操作に対してのみ維持される。これは、クリティカルセクションで行われるようなある種のメモリ操作は、クリティカルセクション内のすべての操作が完了するまで、すべてのプロセッサには見えないようにする必要があるという理解に基づいている。また、マルチプロセッサシステムで実行されるプログラムには、データレースが起こらないように必要な同期が含まれており、常に逐次一貫性の結果が得られるようになっていることを利用している。このように、弱い順序（ウィークオーダリング）では、同期操作以外の操作をデータ操作に分類することができる。
同期操作は、すべてのプロセッサによって行われた以前のすべての操作を完了して見たことを確認するために、プロセッサに信号を送信する。弱い順序を維持するために、同期操作の前の書き込み操作は、同期操作の前にグローバルに実行されなければならない。また、同期操作の後に存在する操作は、同期操作が完了した後にのみ実行されなければなりません。したがって、同期変数へのアクセスは逐次的に一貫しており、読み出しや書き込みは、以前の同期操作が完了した後にのみ実行されなければならない。このモデルでは、一貫性は緩和されない。これらの要件が満たされていれば、他のすべての「データ」操作の順序を変更することができる。
一貫性モデル (ソフトウェア) 類型
プログラム内の明示的な同期への高い依存度がある。弱い順序モデルでは、プログラマは、テスト＆セット、fetch-and-op、ストア・コンディショナル、ロード・リンクなどのアトミック・ロック命令を使用するか、同期変数にラベルを付けるか、フェンスを使用しなければならない。
リリース一貫性モデルは、入口の同期操作と出口の同期操作を区別することで、弱一貫性モデルを緩和する。弱い順序では、同期操作を見ようとするとき、同期操作が完了してプロセッサが進む前に、すべてのプロセッサのすべての操作が見える必要がある。しかし、リリース一貫性モデルでは、「アクワイア（取得）」と呼ばれるクリティカルセクションへの入り口では、ローカルメモリ変数に関するすべての操作が完了している必要があります。また、「リリース（解放）」と呼ばれる終了時には、ローカルプロセッサで行われたすべての変更が他のすべてのプロセッサに伝搬される必要がある。コヒーレンスは維持される。
アクワイア（取得）操作は、クリティカルセクションにアクセスするために実行されるロード/リード（読み込み）である。リリース（解放）操作は、他のプロセッサに共有変数を使用させるために実行されるストア/ライト（書き込み）である。
一貫性モデル (ソフトウェア) 類型
同期変数の中でも、逐次（シーケンシャル）一貫性やプロセッサ一貫性を保つことができる。逐次一貫性では、競合するすべての同期変数を順番に処理する必要がある。しかし、プロセッサ一貫性では、競合する変数のペアは、この順序に従うだけでよい。新しい取得者（アクワイアする者）が古いリリース（解放）の前に起こることを許容することができる。
リリース一貫性モデルの一種である。クリティカルセクションへの進入・退出を明示するために、アクワイア（取得）命令とリリース（取得）命令を使用する必要がある。しかし、エントリ一貫性では、すべての共有変数に、その変数に固有の同期変数が割り当てられる。このようにして、変数xに対する取得のときだけ、そのプロセッサに関してxに関連するすべての操作を完了する必要がある。これにより、異なる共有変数の異なるクリティカルセクションの同時操作が可能となる。同一の共有変数に対するクリティカルな操作では同時性は見られない。このような一貫性モデルは、異なる行列要素を同時に処理できる場合に有効である。
一般的な一貫性では、すべてのプロセスの書き込みが完了した後、メモリ位置のすべてのコピーが最終的に同一になる。
一貫性モデル (ソフトウェア) 類型
ローカル一貫性（局所整合性）では、各プロセスは自分のプログラムで定義された順序で自分の操作を行う。他のプロセスの書き込み操作がどのような順序で行われるかについては、何の制約もない。ローカルコンシステンシーは、共有メモリシステムにおいて最も弱いコンシステンシーモデルである。
緩和型一貫性モデルと呼ばれる、逐次一貫性の要件を緩和した一貫性モデルがある。これらの一貫性モデルは、ハードウェアレベルでのメモリ一貫性を提供しない。実際には、プログラマーは同期技術を適用してメモリ一貫性を実装する責任がある。上記のモデルは、4つの基準に基づいて分類されており、さらに詳しく説明する。
緩和した一貫性を定義するために、4つの比較がある。
一貫性モデル (ソフトウェア) 類型
緩和された整合性を分類する一つの方法は，どの逐次整合性要件を緩和するかを定義することである。Adve and Gharachorloo, 1996で定義されたプログラム順序や書き込み原子性の要件を緩和することで、より厳密ではないモデルを作ることができる。プログラム順序は、各プロセスがプログラムによって順序付けられたメモリ要求を発行することを保証し、書き込み不可分性は、メモリ要求が単一のFIFOキューの順序に基づいて処理されることを定義している。プログラム順序の緩和では、write-after-write、read-after-write、read/write-after-readのいずれかまたはすべての操作ペアの順序を緩和することができる。緩和された書き込みの不可分性モデルでは、プロセスは他のプロセッサよりも先に自分の書き込みを見ることができる。
同期モデルとは、メモリアクセスを2つのグループに分け、それぞれのグループに異なる一貫性制約を割り当てることで定義される。これは、一方のグループには弱い一貫性モデルが必要であり、他方のグループにはより厳しい一貫性モデルが必要であることを考慮したものである。一方、非同期型モデルでは、メモリアクセスタイプに同じ一貫性モデルを割り当てる。
一貫性モデル (ソフトウェア) 類型
発行法式は、プロセスがメモリ操作を行う際の制限を定義することで、逐次的整合性シミュレーションを行う。一方、観測方式は、プロセスのイベント順序に対する可視性の制限を記述する。
一貫性モデルの中には、他のモデルよりも制限が厳しいものがある。言い換えれば、厳密な一貫性モデルは、より多くの制約を一貫性要件として強制する。モデルの強さは、プログラムの順序や不可分性の緩和によって定義され、モデルの強さを比較することもできる。あるモデルは、同じ緩和を適用しているか、それ以上の緩和を適用している場合、直接に関係している。一方、異なる要件を緩和したモデルは直接関係しない。
逐次整合性（一貫性）には、プログラム順序と書き込みの不可分性という2つの要件がある。これらの要件を緩和することで、異なる緩和された一貫性モデルを得ることができる。これは、緩和された制約とともに、性能が向上するように行われるが、プログラマは、同期技術を適用してメモリ一貫性を実装する責任があり、ハードウェアを十分に理解していなければならない。
緩和の可能性:
以下のモデルは、緩和された一貫性のいくつかのモデルです。
一貫性モデル (ソフトウェア) 類型
ハードウェアレベルで性能を向上させるためのアプローチとして、書き込みの後に読み出しを行うプログラム順序（PO）を緩和することで、書き込み操作のレイテンシーを効果的に隠すことができる。この種の緩和は、プロセッサからの以前の書き込みに対して、後続の読み取りの順序を緩和するという最適化に依存している。この緩和のために、XXXのようないくつかのプログラムは、逐次一貫性（SC）の結果を出すことができないかもしれない。一方、YYYのようなプログラムは、残りのプログラム順序制約が適用されているため、一貫した結果が得られることが期待される。
一貫性モデル (ソフトウェア) 類型
3つのモデルが該当する。IBM 370モデルは、最も厳格なモデルである。読み取りは、異なるアドレスへの先の書き込みの前に完了することができるが、すべてのプロセッサが書き込みを見ていない限り、書き込みの値を返すことは禁止されている。SPARC V8のTSO（total store ordering model）モデルは、IBM 370モデルを部分的に緩和したもので、同じ場所への他の書き込みに対して、自分のプロセッサの書き込みの値を返すことができる。前述のモデルと同様に、これもすべてのプロセッサが書き込みを見ていない限り、書き込みの値を返すことはできない。プロセッサ一貫性モデル（PC）は、3つのモデルの中で最も緩和されたモデルであり、両方の制約を緩和して、他のプロセッサから見えるようになる前であっても、以前の書き込みよりも先に読み取りが完了できるようにしている。
例Aでは、IBM 370ではwrite(A)が完了するまでread(A)が発行されないため、この結果はIBM 370でのみ可能である。一方、TSOやPCでは、1つのプロセッサでフラグの書き込みが完了する前にフラグの読み出しが可能なため、この結果が得られる。
例Bでは、P2がP3に表示される前に書き込みの値を返すことができるため、PCでのみ可能となる。これは、他の2つのモデルでは不可能である。
一貫性モデル (ソフトウェア) 類型
上記のモデルでは、順序の一貫性を確保するために、セーフティネットやフェンスを用いて手動で制約をかけています。IBM370モデルでは、操作の間に手動で配置される特殊な直列化命令があります。これらの命令は、メモリ命令や分岐などの非メモリ命令で構成される。一方、TSOモデルやプロセッサ一貫性（PC）モデルではセーフティネットが用意されてないが、プログラマはリードモディファイ・ライトオペレーションを使用して、書き込みとそれに続く読み出しの間でプログラムの順序が維持されているように見せることができる。TSOの場合、すでにR-modify-Wの一部となっているRまたはWをR-modify-Wに置き換えれば、プログラム順序（PO）が維持されているように見えるが、これにはR-modify-WのWが読み取り値を返す「ダミー」であることが必要である。PCについても同様に、リードがライトに置き換えられたり、すでにR-modify-Wの一部になっていたりしても、プログラム順序（PO）は維持される。
しかし、この緩和だけを行使しても、コンパイラ最適化はできない。コンパイラ最適化には、プログラム順序（PO）内の任意の2つの操作を並べ替えることができる完全な柔軟性が必要なので、リードに対するライトの並べ替え機能は、この場合には十分に役立たない。
一貫性モデル (ソフトウェア) 類型
モデルによっては、プログラムの順序をさらに緩和し、異なる場所への書き込み間の順序制約さえも緩和するものもある。SPARC V8のパーシャルストアオーダーモデル（PSO）は、このようなモデルの唯一の例である。同じプロセッサから異なる場所への書き込みをパイプライン化し、オーバーラップさせることができることが、PSOが可能にする重要なハードウェア最適化である。PSOは、プロセッサが自分の書き込みの値を読み取ることができ、他のプロセッサが他のプロセッサの書き込みを読み取ることができないようにするという点で、不可分性の要件についてはTSOと同様である。2つの書き込み間のプログラム順序は、PSOでは明示的なSTBAR命令を用いて維持される。このSTBAR命令は、FIFO書き込みバッファを持つ実装では、書き込みバッファに挿入される。カウンタは、STBAR命令以前のすべての書き込みが完了したかどうかを判断するために使用され、メモリシステムへの書き込みが開始されてカウンタが増加します。書き込み確認でカウンタが減少し、カウンタが0になると、それまでの書き込みがすべて完了したことになる。
例Aと例Bでは、PSOによってこれらの非連続的に一貫した結果が得られる。PSOが提供するセーフティーネットはTSOのものと同様で、書き込みから読み出しまでのプログラムの順序を決め、書き込みの不可分性を強制する。
前のモデルと同様に、PSOが許容する緩和は、コンパイラの最適化に役立つほど十分に柔軟ではなく、もっと柔軟な最適化が必要である。
いくつかのモデルでは、異なる場所へのすべての操作が緩和される。読み込みや書き込みは、別の場所にある別の読み込みや書き込みを基準にして、順序を変えることができる。弱い順序はこのカテゴリに分類され、2種類のリリース一貫性モデル(RCscとRCpc)もこのモデルに含まれる。また、この緩和のカテゴリには、Digital Alpha、SPARC V9 relaxed memory order (RMO)、IBM PowerPCの3つの商用アーキテクチャが提案されていた。これらのモデルは、Digital Alphaを除いて、同じ場所への読み出しの再順序付けが可能だった。これらのモデルでは、従来のモデルにはない追加的な緩和が認められており、読み出し操作に続くメモリ操作は、読み出しに対してオーバーラップして順序を変更することができる。RCpcとPowerPCを除くこれらのモデルでは、読み出しが他のプロセッサの初期書き込みの値を返すことができる。プログラマーの観点からすると、これらのモデルは、プロセッサが自分の書き込みを早く読むことができるにもかかわらず、書き込みの不可分性の錯覚を維持しなければならない。
これらのモデルは、提供されるセーフティネットの種類に基づいて2つのカテゴリーに分類される。ここでは、慎重に書かれたプログラムの必要性が見られる。同期の性質によって、弱い命令、RCsc、RCpcモデルに分類される。Alpha、RMO、PowerPCモデルでは、フェンス命令が用意されており、異なるメモリ操作の間にプログラムの順序を課すことができる。
上記の制約のほとんどを緩和したモデルの例として、弱い順序(Weak Ordering)がある（他のプロセッサの書き込みを早く読むことを除く）。このモデルでは、メモリ操作をデータ操作と同期操作の2つのカテゴリに分類します。プログラムの順序を強制するために、プログラマはプログラムの中に少なくとも1つの同期操作を見つける必要がある。これが機能する前提は、同期操作の間にデータ領域へのメモリ操作を並べ替えても、プログラムの結果には影響しないということである。同期操作は、プログラムの順序を守るためのセーフティネットとして機能する。この仕組みは、データ操作の回数をカウンターで追跡し、このカウンターがゼロになるまで、同期操作は発行されないというものである。さらに、以前の同期操作がすべて完了しない限り、それ以上のデータ操作は発行されない。2つの同期変数の間にあるメモリ操作は、プログラムの正しさに影響を与えることなく、オーバーラップしたり、順序を変えたりすることができる。このモデルでは、書き込みの不可分性が常に維持されるため、弱い順序のための追加のセーフティネットは必要ありません。
リリース一貫性には、RCsc (release consistency with sequential consistency)とRCpc (release consistency with processor consistency)の2種類がある。後者のタイプは、以下で特殊とされる操作に適用される一貫性のタイプを示す。
特殊な(通常の)メモリ操作があり、それは同期操作と非同期操作の2つのクラスの操作からなる。後者は同期に使用されない操作で、前者はアクイジション（取得）とリリース（解放）の操作で構成される。アクイジションとは、ある特定の共有ロケーションへのアクセスを得るための、事実上のリードメモリ操作のことである。一方、リリースとは、共有されている場所へのアクセス許可を与えるために行われる書き込み操作である。
リリース一貫性と逐次一貫性（RCsc）の場合、制約条件は次のようになる。
プロセッサ一貫性とリリース一貫性（RCpc）では、プログラムの書き込みから読み出しまでの順序が緩和され、次のような制約となる。
注：上記のA→Bという表記は、プログラム順でAの操作がBよりも先に行われた場合、プログラム順が強制されることを意味する。
一貫性モデル (ソフトウェア) トランザクショナル・メモリー・モデル
トランザクショナル・メモリー・モデルは、ソフトウェアまたはハードウェアでサポートされる共有メモリ・システムの通信モデルとして、キャッシュ・コヒーレンシーとメモリ一貫性モデルを組み合わせたもので、トランザクション・メモリ・モデルはメモリ一貫性とキャッシュ・コヒーレンシーの両方を提供する。トランザクションとは、一貫性のある状態から別の状態にデータを変換するプロセスによって実行される一連の操作のことである。トランザクションには、衝突がない場合にコミットするものと、中止するものがある。コミットでは、トランザクションが完了したときにすべての変更が他のすべてのプロセスから見えるようになるが、アボートではすべての変更が破棄される。緩和した整合性（一貫性）モデルと比較して、トランザクションモデルは使いやすく、シーケンシャルな整合性（一貫性）モデルよりも高いパフォーマンスを提供することができる。
一貫性モデル (ソフトウェア) 一貫性とレプリケーション
Tanenbaum et al., 2007は、レプリケーションを行う主な理由として、信頼性とパフォーマンスの2つを定義している。信頼性は、複製されたファイルシステムにおいて、現在のレプリカが故障した場合に、別のレプリカに切り替えることで実現できる。また、レプリケーションは、異なるレプリカに複数のデータのコピーを提供することで、データの破損を防ぐ。作業を分担することで、パフォーマンスを向上させることもできる。レプリケーションは、パフォーマンスと信頼性を向上させる一方で、複数のデータコピー間で一貫性の問題を引き起こす可能性がある。複数のコピーは、読み取り操作がすべてのコピーから同じ値を返し、単一の不可分操作（トランザクション）としての書き込み操作が、他の操作が行われる前にすべてのコピーを更新する場合、一貫性が保たれる。Tanenbaum, Andrew, & Maarten Van Steen, 2007は、この種の一貫性を、同期レプリケーションが提供するタイトな（堅い）一貫性と呼んでいる。しかし、すべてのコピーの一貫性を保つためにグローバルな同期を適用することはコストがかかる。グローバル同期のコストを削減し、性能を向上させる方法として、一貫性の制限を弱めることが考えられます。
一貫性モデル (ソフトウェア) 一貫性とレプリケーション
Tanenbaum et al., 2007は、一貫性モデルをソフトウェア（プロセス）とメモリ実装（データストア）の間の契約と定義している。このモデルは、ソフトウェアが一定のルールに従えば、メモリが正しく動作することを保証するものである。グローバルクロックを持たないシステムでは、書き込みの中で最後の操作を定義することが難しいため、読み出し操作で返せる値に何らかの制限を加えることができる。
逐次整合性モデルや因果整合性モデルなどの整合性モデルでは、一貫性を確保するために、複製された共有データに対する操作の順序を扱う。これらのモデルでは、すべてのレプリカが、一貫したグローバルな更新順序に同意しなければならない。
データ中心の一貫性（整合性）モデルの目的はプロセスが並行して更新を行う可能性のあるデータストアに一貫したビューを提供することである。重要なデータ中心一貫性モデルの1つに、Lamport (1979) によって定義された逐次一貫性がある。Tanenbaum et al(2007)は、逐次一貫性を以下の条件で定義している。
任意の実行結果は，データストア上のすべてのプロセスによる（読み書きの）操作が何らかの順序で実行され，個々のプロセスの操作がそのプログラムで指定された順序でこの順序に現れる場合と同じである。
一貫性モデル (ソフトウェア) 一貫性とレプリケーション
Adve and Gharachorloo, 1996は，逐次整合性を実現するための要件として，プログラムの順序と書き込みの不可分性の2つを定義している．
逐次整合性では、時間や最新の書き込み操作という概念はない。すべてのプロセスで同じように、いくつかの操作のインターリーブがある。あるプロセスは、すべてのプロセスの書き込み操作を見ることができるが、自分の読み取り操作を見ることができるだけである。
線形化可能性(不可分メモリ)は、各操作の開始時刻と終了時刻を考慮することにより、実時間制約のある逐次一貫性として定義できる。各操作の開始時刻と終了時刻の間に点を置くことにより、各操作が線形化可能な順序で行われ、逐次的な一貫性が保証される場合、実行は線形化可能である。
Hutto and Ahamad, 1990により定義された因果整合性は、因果関係のある操作とそうでない操作を区別することで、逐次整合性よりも弱い整合性モデルである。例えば、ある事象bがそれ以前の事象aから影響を受ける場合、因果的整合性は、すべてのプロセスが事象aの後に事象bを見ることを保証する。
Tanenbaum et al., 2007では、以下の条件でデータストアが因果的に一貫しているとみなされると定義しています。
一貫性モデル (ソフトウェア) 一貫性とレプリケーション
因果関係がある可能性のある書き込みは、すべてのプロセスで同じ順序で見られなければならない。同時書き込みは異なるマシンでは異なる順序で見られる可能性がある。
結果整合性（一貫性）は、同時更新のないシステムにおける弱い整合性（一貫性）モデルである。これは、更新がない状態が非常に長い時間続くと、すべてのレプリカが最終的に一貫性を持つようになることを定義している。
ほとんどの共有分散型データベースは、BASE：基本的に利用可能、ソフトな状態、最終的に一貫性がある、またはACIDとBASEを組み合わせたSALT：逐次的、合意された、導かれた、改ざんされない、また、対称的、管理者なし、導かれた、時間的に合意された、のいずれかの最終的な一貫性モデルを持っている。
グルーピング操作では、同期変数へのアクセスは逐次一貫している。プロセスは、以前の書き込みがすべて完了した同期変数へのアクセスを許可される。つまり、同期変数に対するすべての操作が完了するまで、同期変数へのアクセスは許可されない。
分散システムでは、同時処理を制御するために逐次一貫性を維持することが不可欠である。しかし同時(並行)更新のない特殊なデータストアでは、クライアント中心一貫性モデルを用いることで、よりコストのかからない方法で不整合を処理することができる。以下のモデルは、クライアント中心一貫性モデルの一例である。