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1979 FIFAワールドユース選手権
結果 > 決勝トーナメント > 3位決定戦

{{{team1}}} v {{{team2}}}
| 0 | 1 | 2 |
| --- | --- | --- |
| ポーランド  | 1 - 1  (延長) |  ウルグアイ |
| パワシュ  26分 | レポート | パス  9分 |
|   | PK戦 |   |
|  | 3 - 5 |  |
結果 > 決勝トーナメント > 決勝

{{{team1}}} v {{{team2}}}
| 0 | 1 | 2 |
| --- | --- | --- |
| ソビエト連邦  | 1 - 3 |  アルゼンチン |
| ポノマレフ  52分 | レポート | アルベス  68分 ディアス  71分 マラドーナ  76分 |
得点ランキング

| 順位 | 選手名 | 得点数 |
| --- | --- | --- |
| 1 |  ラモン・ディアス | 8 |
| 2 |  ディエゴ・マラドーナ | 6 |
| 3 |  アンジェイ・パワシュ | 5 |
| 4 |  フリオ・セサル・ロメロ | 4 |
| 4 |  イーゴリ・ポノマレフ | 4 |
| 4 |  ルベン・パス | 4 |
表彰

| 賞 | 受賞選手・チーム | 備考 |
| --- | --- | --- |
| ゴールデンボール（大会MVP） |  ディエゴ・マラドーナ | 優勝 |
| シルバーボール |  フリオ・セサル・ロメロ | ベスト8 |
| ブロンズボール |  ラモン・ディアス | 優勝 |
| ゴールデンシューズ（得点王） |  ラモン・ディアス | 8得点 |
| シルバーシューズ |  ディエゴ・マラドーナ | 6得点 |
| ブロンズシューズ |  アンジェイ・パワシュ | 5得点 |
| フェアプレー賞 |  ポーランド | 1回目 |
認証

認証（にんしょう）とは、何かによって、対象の真正性を確認する行為を指す。
法律での認証

法律上用いられる意味においては、ある行為または文書が正当な手続・方式でなされたことを公の機関が証明することをいう。
国務大臣その他の官吏の任免、全権委任状および大使および公使の信任状、恩赦、批准書等については、天皇の認証を必要とし、かかる認証を受ける官職は認証官と呼ばれる（天皇の国事行為の一つ、日本国憲法第7条第5号）。
自動車分解整備事業に関する認証（道路運送車両法）
特定非営利活動法人（NPO法人）・宗教法人。
株式会社の定款
定款以外の私署証書
公正証書
型式認証

詳細は「型式認証」を参照
個々の製品に対して個別に認証するのではなく、型式に対して認証する。携帯電話等の通信機器や自動車、電気用品等、同一規格、同一仕様で量産される工業製品に対して適用される。
認証 (セキュリティ) > 認証行為

認証行為は認証対象によって分類され、認証対象が人間である場合には相手認証（本人認証）、メッセージである場合にはメッセージ認証、時刻の場合には時刻認証と呼ぶ。
単に認証と言った場合には相手認証を指す場合が多い。
認証 (セキュリティ) > 認証行為 > 相手認証

相手認証とはある人が他の人に自分が確かに本人であると納得させるをいう。
A氏がB氏に自分が本当にAである事を証明するとき、BはAを認証すると言い、Aを被認証者、Bを認証者と呼ぶ。
被認証者、認証者の事を証明者（prover）、検証者（verifier）とも呼ぶ（Aが本当にAである事を「証明」し、その証明が正しいかどうかをBが「検証」するので）。
認証者は被認証者の証明に納得した場合、認証者は被認証者の証明を「受理」（accept）したといい、そうでない場合は「棄却」（reject）したという。
相手認証はその目的によって分類され、主なものに資格認証と属性認証がある。資格認証とは、何らかのサービスを受ける際にその資格があるかどうかを確認する為に行われる認証行為の事である。例えば選挙権がある事を証明する為に投票所入場券を提示したり、コンピュータにログインする権限がある事を証明する為にIDコードとパスワードの入力を行なったり、自動車の運転資格がある事（すなわち免許を持っている事）を証明する為に免許証提示を行なったりする。属性認証とは被認証者の属性（年齢、性別等）の正当性を確認する為に行われ、例として酒や煙草を購入する際に成人であることを証明する認証行為（年齢認証）がある。
前述の選挙権がある事を保証する為の認証行為は、投票を行う資格がある事を証明する資格認証であるのと同時に、選挙権があるという属性を証明する属性認証でもある。
また相手認証はその方法によってCertification（サーティフィケーション）とAuthentication（オーセンティケーション）とに分類される。
Certificationは被認証者が認証場所に直接アクセスして行う認証の事で、
それに対しAuthenticationは被認証者が認証場所に直接アクセスする事無く遠隔地から電子的に受ける認証の事である。
なお、Certificationであっても認証者の方は認証場所に直接アクセスするとは限らない（代わりに認証装置が認証を行う）。
認証 (セキュリティ) > 認証行為 > Certification

Certificationは主に次の目的で行われる。
何らかの道具（計算機、核爆弾等）・書類・施設（計算機室、企業のビル、軍事施設等）を利用・閲覧・入場する際、被認証者に利用・閲覧・入場の権限がある事を確認する。
Authenticationの事前準備。特にPKIにおける事前登録手続き。被認証者を何らかの電子データ（ID、パスワード、公開鍵、口座番号）を対応づける。
認証者は何らかの権限者（システム管理者、市役所の担当官）や、権限者の代行者（門番等）である事が多い。
Certificationは主として次の方法で行われる。
知識：パスワードや個人識別番号 (PIN) など。そのパスワードやPINを所有者以外は知らないことが前提となる。WYK（WHAT YOU KNOW：あなたが知っている事）認証とも呼ばれる。
所有物：スマートカードやトークンなど。アカウントの所有者だけが必要なスマートカードやトークンを持っていることが前提となる。WYH（WHAT YOU HAVE：あなたが持っている物）認証とも呼ばれる。
生体（バイオメトリック認証）：本人固有の身体情報（指紋、声紋、網膜、虹彩の特徴など）。WYA（WHAT YOU ARE：あなたが何であるか）認証とも呼ばれる。
米国の核攻撃命令、日本の銀行オンライン取引（一部先進行）などでは、パスワードの代わりに乱数表を用いて認証を行う。例えば、「上から3段目の左から4文字目から、下に3数字読んで下さい」など。
認証 (セキュリティ) > 認証行為 > Authentication

Authenticationとは、被認証者が認証場所に直接アクセスせずに遠隔地から電子的に行う認証である。
Authenticationも、Certificationと同じく何らかの道具・書類・施設を利用・閲覧・入場する際に、被認証者に利用・閲覧・入場の権限があることを確認するために行う。しかし、Authenticationは電子的な行為なので、利用される道具や施設も電子的なもの（ウェブ・アプリケーション、リモート・サーバなど）である。
Authenticationは何らかの電子データ（パスワードや公開鍵秘密鍵ペア）を用いて行われるので、事前に被認証者と電子データとを対応づけておく必要がある。
被認証者（の名前）と電子データとの対応関係が取れていないと、他人になりすまして電子データを使ったり、一人が複数の電子データを使って一人二役を行ったりするという攻撃が防げなくなり、認証行為が全く意味をもたなくなってしまう。
したがって、被認証者と電子データとの対応を、確実に確保する必要がある。
対応づけはCertificationを通して行われる。
認証者は被認証者を事前にCertificationして本人性を確認し、それによって被認証者と電子データとを対応づける。
Authenticationを行う際に、認証者は対応表から電子データを逆引きし、被認証者が誰であるのかを特定する。

認証者が被認証者をAuthenticateする方法は、大きく分けて2通りある。
第1の方法は、被認証者が認証者に、秘密鍵をもっていることによって得られる何らかの能力の証明を行う方法である。第2の方法は、被認証者が認証者に、被認証者の公開鍵に対応する秘密鍵の知識の証明を行う方法である。
能力の証明を用いたAuthenticationで代表的なものは、電子署名を用いた方法である。まず認証者は乱数 r を選び、r を被認証者に送信する。被認証者は r を受け取ったら、r に対する電子署名 s を作成し、s を認証者に送信する。認証者は s が r の正しい署名であるか否かを確認する。s が r の正しい署名であれば認証者は証明を受理し、そうでなければ棄却する。
知識の証明を用いた認証方式には、Schnorrが提案したSchnorr認証（英語版）方式など、様々な方法がある。
認証 (セキュリティ) > 認証行為 > メッセージ認証

メッセージ認証はメッセージの同一性の保証であり、コンピュータウイルス、不正侵入等を使った破壊行為によりメッセージが変更されていない事を保証する為の手続きをメッセージ認証という。メッセージ認証の代表的な方式はメッセージ認証符号（MAC）を用いたものである。
メッセージ mに対しそのハッシュ値 x=H(m)を計算し、 xを（ mよりセキュアな場所に）保管する。 mが改竄されて別のメッセージ m'になっていた場合、 x\not =H(m')なのでメッセージが改竄された事が分かる。
認証 (セキュリティ) > 認証行為 > 時刻認証

時刻認証とはある物事が確かにその時刻にあった・起こった事を保証する為に行う認証行為の事である。
代表的な方法としてタイムスタンプを用いた方法がある。
認証 (セキュリティ) > 認証行為 > リスクベース認証

リスクベース認証とは、ユーザーのIPアドレス、OS・ブラウザの種類やバージョン、時間等の環境を分析し、普段と異なるアクセスに対して、追加認証を行うことにより、不正アクセスを防ぐ認証方式である。IPアドレスはIPヘッダ、OS・ブラウザの種類やバージョンはHTTPヘッダのUser-Agentより取得可能であり、ユーザーの操作を必要としないパッシブ認証として、利便性が高い。
上川西村

| かみかわにしむら 上川西村 |
| --- | --- |
廃止日:  1954年2月1日
廃止理由:  編入合併 上川西村 → 長岡市
現在の自治体:  長岡市
廃止時点のデータ
国:   日本
地方:  中部地方、北陸地方 甲信越地方
都道府県:  新潟県
郡:  古志郡
市町村コード:  なし（導入前に廃止）
隣接自治体:  黒条村、下川西村、福戸村、三島郡日越村、長岡市
上川西村役場
所在地:  新潟県古志郡上川西村
座標:  北緯37度28分23秒 東経138度50分04秒﻿ / ﻿北緯37.47292度 東経138.83442度﻿ / 37.47292; 138.83442座標: 北緯37度28分23秒 東経138度50分04秒﻿ / ﻿北緯37.47292度 東経138.83442度﻿ / 37.47292; 138.83442
ウィキプロジェクト
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上川西村（かみかわにしむら）は、かつて新潟県古志郡にあった村。
沿革

1906年（明治39年）4月1日 - 古志郡川西村、四箇村が合併し、上川西村が発足。
1954年（昭和29年）2月1日 - 長岡市に編入され消滅。
タスマン・ユナイテッド

| タスマン・ユナイテッド |
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原語表記:  Tasman United
クラブカラー:  水色と白
創設年:  2015年
所属リーグ:  ニュージーランド・フットボールチャンピオンシップ
ホームタウン:  ネルソン
ホームスタジアム:  トラファルガー・パーク
収容人数:  8,000
監督:   リチャード・アンダーソン
公式サイト:  公式サイト
■テンプレート（■ノート）■サッカークラブPJ
タスマン・ユナイテッド（Tasman United）は、ニュージーランドのネルソンをホームタウンとする、ニュージーランド・フットボールチャンピオンシップに加盟するサッカークラブ。
概要

2015年12月、ニュージーランドサッカー協会より2016-2017年シーズンからのASBプレミアシップへの参加が発表された。
訃報 1989年5月

訃報 1989年5月（ふほう 1989ねん5がつ）では、1989年（平成元年）5月中に物故した、又は物故が報じられた人物についてまとめる。
（1日 - 15日）

5月1日 - アントニオ・ヤニグロ、チェリスト・指揮者（* 1918年）
5月2日 - 槇有恒、登山家（* 1894年）
5月2日 - 春日一幸、政治家、第3代民社党委員長（* 1910年）
5月4日 - アドナーン・ハイラッラー、軍人、国防大臣（* 1941年）
5月9日 - 吉田義昭、脚本家・劇作家（* 1932年）
5月9日 - 城卓矢、歌手（* 1935年）
5月11日 - 古谷綱正、ジャーナリスト・ニュースキャスター（* 1912年）
5月13日 - 鈴木信太郎、洋画家（* 1895年）
5月13日 - 西垣徳雄、元プロ野球監督（* 1910年）
5月15日 - つかせのりこ、声優（* 1945年）
（16日 - 31日）

5月16日 - 西川寧、書家・金石学者（* 1902年）
5月18日 - ジェフリー・ギルバート、フルート奏者（* 1914年）
5月18日 - 沼澤康一郎、元プロ野球選手（* 1930年）
5月19日 - 阿部昭、小説家（* 1934年）
5月20日 - 佐藤信衛、哲学者・評論家（* 1905年）
5月20日 - マイク・ラインバック、元プロ野球選手（* 1949年）
5月21日 - 笠井鎮夫、文学研究者、スペイン語学・文学者（* 1895年）
5月21日 - 原泉、女優（* 1905年）
5月22日 - 本田親喜、プロ野球選手（* 1911年）
5月22日 - 相沢忠洋、岩宿遺跡発見者（* 1926年）
5月22日 - 佐々木宏一郎、元プロ野球選手（* 1943年）
5月22日 - 三好真一、プロ野球選手（* 1950年）
5月25日 - 増田順司、俳優（* 1915年）
5月26日 - 鷹司和子、昭和天皇第三皇女（* 1929年）
5月27日 - 富本壮吉、映画監督・テレビ演出家（* 1927年）
5月28日 - 高田敏子、詩人（* 1914年）
5月29日 - ジョージ・ホーマンズ、社会学者（* 1910年）
5月29日 - 華ぼたん、漫才コンビ「フラワーショウ」のメンバー（* 1927年)
アントニオ・ヤニグロ／5月1日没
槇有恒／5月2日没
春日一幸／5月2日没
西垣徳雄／5月13日没
原泉（左）／5月21日没
相沢忠洋／5月22日没
増田順司／5月25日没
鷹司和子／5月26日没
コリントの信徒への手紙一2章

コリントの信徒への手紙一2章（コリントのしんとへのてがみいち2しょう）は、新約聖書のコリントの信徒への手紙一の中の一章。1-5節で十字架と神の力について、6-16節で隠された神の知恵と霊について語られている。以下の注解では書名や人名、地名は口語訳に従う。
注解

榊原は「霊によって霊のことを解釈する」は解釈が困難であるとした上でこれは霊的な恵みを霊的な言葉によって説明して語ることを意味しているとする。これを「わたしたち」が使徒に限定される用法ではないことを挙げて超自然的な霊感や異言、キリスト教特有の専門用語であるとする解釈を退け、信徒たちが受けた聖霊からの啓示により恵みを受け、そこから素直に出てくる表現のことであるとする。キリスト教の伝道の過程の中でこの世の流行に合わせていくうちに語る内容までこの世の知恵に近づいていくことを戒めているのだとするのである。
ヘイズは「霊によって霊のことを解釈する」という曖昧な言い回しはコリントにおいて「霊の人」を自認し、誇っていた人々に対する皮肉であるとする。もし本当に霊の人であるとすれば、修辞学的に飾られていない十字架の言葉が神の霊に由来することが理解できるはずだということが言われているのである。
口語訳で「霊によって」と訳されているのはπνευματικοῖς (pneumatikois) である。これはπνευματικός (pneumatikos) の男性複数与格あるいは中性複数与格であり、変化形からどちらかに確定することは不可能である。男性複数与格であると考える場合は14-15節で論じられている「霊の人」を表現していることになるし、中性複数与格と考える場合には13節前半にある「御霊」を表していることになる。
口語訳で「生まれながらの」と訳されているのはψυχικος (psuchikos) である。この言葉はnatural「自然の」という意味を持つ。田川は口語訳や新共同訳聖書の「自然の人」も良い訳であるとしつつ「（自然的）生命の人間」と訳した。その上でパウロ書簡においては「肉的な人」が否定的な意味を持ち、「霊的な人」が正しい生き方をしている人、「（自然的）生命の人間」はその中間であるとする。
小川修はこれに反対し、パウロにおいて霊的な人間以外はすべて肉的な人間であり、中間的な人間という概念はないとする。したがってψυχικος (psuchikos) も肉的な意味で使われていると主張する。
ヴェントラントはψυχικος (psuchikos) を「魂の」（地的な）と訳している。一般的に「魂の」は人間の最も優れた部分と思われていたが、パウロはそれとは異なる用法で用いているとする。ヘレニズムの神秘思想の用法に従ってψυχικος (psuchikos)「魂の」とπνευματικός (pneumatikos)「霊の」を対立させて用いているとする。地上の人間は魂を持つが、神の霊を持っておらず、真の信仰者が神の霊を持つことができるのである。
N. T. Wrightは内紛をしていたコリントの信徒たちが1章10節から始められた内紛についての話題からそれていき、知恵の話をしていると考えるタイミングで重点に戻ろうとしているとする。コリントの信徒たちは哲学者が教えるような内容に熱心であり、キリスト教信仰と哲学的知識を組み合わせて通常の人間より優れた者となろうとしていた。しかしそれは彼らの未熟さの証拠であった。さらに重要な未熟さの証拠は内紛である。
Ciampa、Rosnerは「生まれながらの人」（自然の人）は神の御霊の賜物が理解できない点において8節でパウロが言及した「この世の支配者」と類似しているとする。
口語訳で「神の御霊の賜物」と訳されているのはτὰ τοῦ πνεύματος (ta tou pneumatos) であり、「賜物」は原文では冠詞である。口語訳は良訳とされている改訂標準訳聖書に強く依存している。改訂標準訳聖書はこの部分を”the gifts of the Spirit of God”と訳している。新共同訳聖書では「神の霊に属する事柄」、新改訳2017では「神の御霊に属すること」、田川訳では「神の霊の事柄」、岩波訳では「神の霊のことがら」と訳している。
口語訳で「判断する」「判断される」と訳されているのはἀνακρίνω (anakrinó) である。調べるという意味が第一義として挙げられる。サムエル記上20章12節では（人に）探りを入れる用法で使われている。
コリント人への第一の手紙4章3-4節では「裁く」と言った意味で使われる。
ブルースは「すべてのもの」とは12節で言われている「神から賜った恵み」を指すとする。15節の言葉はコリント人への第一の手紙4章3-4節でより明確に展開されている。霊の人は究極的には神にのみ責任を負う。「霊の人」と同じ霊を受けていない者が「霊の人」を判断することはできないのである。パウロは建設的な批判の必要性を認めている。そのことがコリント人への第一の手紙11章17節に表れている。
Thiseltonは15節は一部のコリントの信徒にとっては批判されることの免除や無敵性を表していると理解される可能性があるとしつつも、パウロとしては神の霊を持つ者でなければキリスト者としての実存を理解することはできず、キリスト者をキリスト者足らしめる要素や試練を知ることもできないのであるとする。ローマ人への手紙8章33節でそのことが示されている。
「だれが主の思いを知って、彼を教えることができようか」はイザヤ書40章13節の引用であり、七十人訳聖書と近い。青野は「私たちこそは」と訳し、ギリシャ語では通常省略される「私たちは」が文頭に置かれ、強調されているとする。
「しかし、わたしたちはキリストの思いを持っている」はパピルス、シナイ写本、アレクサンドリア写本、エフラエム写本などで支持されており、ほぼすべての英語訳がこれに沿っている。ウェストコット・ホートでは「しかし私たちは主の思いを持っている」となっており、バチカン写本などで支持されている。Comfortは写字生によってイザヤ書40章13節に適合された結果「主」に書き換えられたのだとし、本来のパウロのテクストではキリストは主なる神であるため、「主」から「キリスト」に移行することに抵抗を持たなかったのだとする。
口語訳で「思い」と訳されているのはνοῦς (nous) である。Mind、intellectつまり心や知性といった意味がある。田川は「思い」と訳した口語訳やそれに追随した新共同訳聖書を心の中で思ってみたことというような軽い意味に取られるとして批判し、「叡智」と訳した。この議論はグノーシス的な概念が多く、それを表せる叡智という訳語が良いとする。
ThiseltonはSchrageに依拠してこれまでキリストが言及されてきた箇所は十字架のキリストであったことを指摘する。キリストの叡智を知らせるのは自然的な「世の霊」ではなく、また霊的エリートのためのものではなく、人のために十字架にかかったイエス・キリストなのである。キリスト者が「キリストの思い」を反映するように祈ることに対し、パウロは十字架におけるキリストの屈辱を語る。16節前半の「主」から後半の「キリスト」への変化は真の神の知恵を十字架のキリストに結びつける。
ヴェントラントは16節は明確に三位一体論的であるとする。イザヤ書の引用の「主の霊」と「キリストの霊」が同一視されており、キリストなしに神の霊は存在しないし、この霊なしにはキリストに属する者となることはできない。同様のことを示す箇所がローマ人への手紙8章9節にある。
並木1号墳

| 並木1号墳 |
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  墳丘
別名:  並木古墳
所在地:  千葉県佐倉市並木町高丘
位置:  北緯35度43分18.5秒 東経140度13分30.3秒﻿ / ﻿北緯35.721806度 東経140.225083度﻿ / 35.721806; 140.225083
形状:  前方後円墳
規模:  現存全長13メートル（後円部径12メートル、後円部高3メートル）
埋葬施設:  不明
出土品:  なし
地図:  並木1号墳 千葉県内の位置 ja
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墳頂の全天球画像
（360°インタラクティブパノラマで見る）
並木1号墳（なみき1ごうふん）は、千葉県佐倉市並木町高丘にある古墳。形状は前方後円墳。
概要

京成佐倉駅の南西0.6キロメートルの鹿島川東岸の台地上に立地。墳丘に高丘稲荷神社が建てられている。墳丘前方部は削平されている。発掘調査が行われていないため、出土遺物はなく、埋葬施設の様相も不明。北1.1キロメートル先に山崎ひょうたん塚古墳がある。
高丘稲荷神社
墳丘（南東）
墳丘（南）
セゲド

セゲド（ハンガリー語:Szeged、ブルガリア語：Сегет、クロアチア語：Segedin、ドイツ語：Szegedin/Segedin、ラテン語：Partiscum、ルーマニア語：Seghedin、セルビア語：Сегедин, Segedin、スロバキア語：Segedín、トルコ語：Segedin）は、ハンガリー南部に位置する都市。2014年当時の人口は約162,000人。ハンガリー大平原南部最大の都市で、チョングラード県の県都に定められている。
町の名前はハンガリー語で「突起」「突出物」を意味する「セグ（szeg）」に由来し、ティサ川の屈曲部に建つことからこの名がついたと考えられている。
地理

セゲドはティサ川とマロシュ川の合流地点右岸の沖積面に建つ。ハンガリーの首都ブダペストから南東におよそ160km離れた場所に位置し、セルビアとの国境にも近い。町ではティサ川の氾濫によってもたらされた柔らかい土壌と日照時間が長い気候を利用してのパプリカの栽培と加工産業が行われている。
セゲドは温泉地としても知られ、地下から湧き出す鉱泉は地元の人間に利用されている。
歴史

セゲドは古代からティサ川の渡河地となっていた。人類の居住は石器時代にさかのぼり、紀元前7世紀から8世紀にはイリュリア人が住み、その後ケルト人が居住した。その後ローマ帝国の支配下に入り、5世紀にはフン族の侵入を受ける。
イシュトヴァーン1世の治世にセゲドは国王直轄地となり、13世紀に都市特権を付与される。ハンガリー王国の成立後にセゲドは塩の集積地となり、ティサ川の水運を利用してトランシルヴァニアから出荷される塩の積卸、交易の中継地として繁栄した。アンドラーシュ2世の治世の1222年に発行された「金色憲章」には、塩の貯蔵と出荷の中心地としてセゲドの名前が現れている。船大工、網、袋など塩の運搬に関係する産業が発展する一方、漁業、農業、牧畜も営まれ、ティサ川から得た水産資源や馬などの家畜の取引によって町は利益を得ていた。マーチャーシュ1世はセゲドで議会を開催し、1498年に町は王国自由都市の地位を認められた。
1543年から1686年までセゲドはオスマン帝国の支配下に置かれていたが、地域の中心都市の地位を保ち続ける。オスマン帝国の統治下では保護貿易制度の恩恵を受け、1719年に自由市に定められる。1848年から1849年にかけてのハンガリー独立運動ではセゲドに臨時政府が設置された。
19世紀に入ってセゲドでは周辺地域での植林、幹線道路の整備、公共施設の建設が進められ、1854年には鉄道が開通する。1879年3月に発生したティサ川の大洪水で5,000戸以上の家屋が消失し、151人が落命した。周辺国の援助を受けて町は3年の間に復興し、ティサ川の治水事業が急速に進められた。
第一次世界大戦後、1918年末から1921年8月までフランス軍、セルビア軍の占領下に置かれる。のちホルティ・ミクローシュら反革命派の拠点となり、1930年代には人民主義運動、1944年から1945年には反ドイツ解放運動の基地となった。第二次世界大戦後には、ソ連軍が町に駐屯した。
経済

セゲドは農業地帯の中心地であり、野菜や果物などの農産物の集積地となっている。第二次世界大戦後に軽工業が発達し、パプリカの加工、缶詰、食肉加工、醸造などの食品工業、繊維工業、機械工業が盛んである。セゲドはハンガリーで初めてサラミが作られた町でもあり、ハンガリーを代表する食肉加工会社であるピック社はセゲドに本社を置いている。
建築物

セーチェーニ広場が町の中心となっており、セーチェーニ広場から誓約教会前のドーム広場を結ぶ道路の間に観光名所が点在する。
誓約教会はセゲドを代表する建物に挙げられ、中に置かれているオルガンはヨーロッパで2番目に大きい。ドーム広場の裏側にはセルビア正教会の教会が建ち、教会にはイコンが収蔵されている。誓約教会前の広場周辺の回廊には20世紀のハンガリーの彫刻家によって制作されたハンガリー史上の偉人の彫刻やレリーフが展示されている。
文化

青年芸術大学の学生の提案によって1933年から誓約教会前の広場で野外フェスティバルが開かれており、第二次世界大戦期の中断を経て、フェスティバルは続けられている。夏季にフェスティバルは開催され、国内外の劇団によって演劇、オペラ、民族舞踏が上演されている。
教育

セゲドは大学都市としても知られており、大学のほかに教育機関、文化施設も整備されている。
大聖堂とその広場を囲むようにして校舎の立ち並ぶセゲド大学は1872年にフランツ・ヨーゼフ1世により創立され、1937年にノーベル生理学・医学賞を受賞したセント＝ジェルジ・アルベルトが学長を務めた。コロシュヴァール大学は1920年代の占領期に設立された医療教育病院を前身とする。
セーチェーニ広場の東の教育文化会館には19世紀後半から20世紀前半にかけて活躍したハンガリーの芸術家の作品が展示されているほか、セゲド出身の作家モーラ・フェレンツの博物館も併設されている。
交通

セゲドはブダペスト、ケチケメートと鉄道、長距離バスで結ばれている。
セゲド市電
セゲド出身の人物

詳細は「Category:セゲド出身の人物」を参照
ノヴァーク・カタリン - ハンガリー大統領
アドリアン・アヌシュ - ハンマー投げ選手
ゴルトツィーエル・イグナーツ
ヴィルモス・スィグモンド - 映画監督
バラージュ・ベーラ - 映画評論家、美学者、作家、詩人
チャバ・コロシ - 外交官、第77代国際連合総会議長
姉妹都市

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  ケンブリッジ, イギリス   ダルムシュタット, ドイツ   ニース, フランス   オデッサ, ウクライナ   ラーヒフ（英語版）, ウクライナ   パルマ, イタリア   リエージュ, ベルギー   コトル, モンテネグロ   ロッテルダム, オランダ   トゥルグ・ムレシュ, ルーマニア  :   スボティツァ, セルビア   ティミショアラ, ルーマニア   トリード, アメリカ合衆国   トゥルク, フィンランド   ウッチ, ポーランド   渭南, 中国   ラルナカ, キプロス   プーラ, クロアチア   エルサレム, イスラエル
ギャラリー

ティサ川
ドーム
ドーム（夜）
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。
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。
事例

次のようなケースが想定できる。
行XはノードMとNに複製される
クライアントAがノードMに行Xを書き込む
一定時間t後、クライアントBがノードNから行Xを読み出す
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。
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。
発行方式では、プロセスがオペレーションを発行する方法を定義する制限を記述する。
プロセスから見える操作の順序を定義する観測方式。
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。
類型 > 厳密な一貫性

詳細は「厳密な一貫性」を参照
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。
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。
| シーケンス | 厳密なモデル> P1 | 厳密なモデル> P2 | 非厳密なモデル> P1 | 非厳密なモデル> P2 |
| --- | --- | --- | --- | --- |
| 1 | W(x)1 |  | W(x)1 |  |
| 2 |  | R(x)1 |  | R(x)0 |
| 3 |  |  |  | R(x)1 |
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。
類型 > 逐次一貫性

詳細は「逐次一貫性」を参照
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。
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。
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。
類型 > 因果一貫性

詳細は「因果整合性」を参照
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。
| シーケンス | P1 | P2 |
| --- | --- | --- |
| 1 | W1(x)3 |  |
| 2 |  | W2(x)5 |
| 3 |  | R1(x)3 |
W1はW2とは因果関係がない。
| シーケンス | P1 | P2 | P3 | P4 |
| --- | --- | --- | --- | --- |
| 1 | W(x)1 | R(x)1 | R(x)1 | R(x)1 |
| 2 |  | W(x)2 |  |  |
| 3 | W(x)3 |  | R(x)3 | R(x)2 |
| 4 |  |  | R(x)2 | R(x)3 |
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。
類型 > プロセッサ一貫性

詳細は「プロセッサ一貫性」を参照
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。
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。
類型 > パイプラインRAM一貫性 (またはFIFO一貫性)

詳細は「PRAM一貫性」を参照
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。
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。
| Sequence | P1 | P2 | P3 | P4 |
| --- | --- | --- | --- | --- |
| 1 | W(x)1 |  |  |  |
| 2 |  | R(x)1 |  |  |
| 3 |  | W(x)2 |  |  |
| 4 |  |  | R(x)1 | R(x)2 |
| 5 |  |  | R(x)2 | R(x)1 |
類型 > キャッシュ一貫性

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。
類型 > 遅い一貫性

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。
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。
類型 > 遅い一貫性 > 弱い順序 (ウィークオーダリング)

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。
| プロセッサー1 | プロセッサー2 |
| --- | --- |
X = 1; fence   xready = 1;: fence while (!xready) {};    fence   y = 2;
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。
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。
類型 > 遅い一貫性 > リリース一貫性

詳細は「リリース一貫性」を参照
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。
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。
類型 > 遅い一貫性 > エントリー一貫性

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。
類型 > 遅い一貫性 > 一般的な一貫性

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。
類型 > 遅い一貫性 > 局所一貫性

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。
類型 > 緩和型メモリ一貫性モデル

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。
類型 > 緩和型メモリ一貫性モデル > 緩和

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。
類型 > 緩和型メモリ一貫性モデル > 同期型と非同期型

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。
類型 > 緩和型メモリ一貫性モデル > 発行方式と観測方式の比較

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。
類型 > 緩和型メモリ一貫性モデル > 相対的なモデルの強さ

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:
書き込みから読み込みへのプログラム順序
書くために書くプログラムの順序
読み込みから読み込みと読み込みから書き込みのプログラム命令
類型 > 緩和型モデル

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。
類型 > 緩和型モデル > 緩和された書き込みから読み出し

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。
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。
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。
| プロセッサー1 | プロセッサー2 |
| --- | --- |
A = flag1 = flag2 = 0
flag1 = 1: flag2 = 1
A = 1: A = 2
reg1 = A: reg3 = A
reg2 = flag2: reg4 = flag1
reg1 = 1; reg3 = 2, reg2 = reg4 = 0
| プロセッサー1 | プロセッサー2 | プロセッサー3 |
| --- | --- | --- |
A = B = 0
A = 1: 
|  | if (A == 1) |  |
|  | B = 1 | if (B == 1) |
|  |  | reg1 = A |
B = 1, reg1 = 0