1）若所有分支事务本地提交均成功，则 Seata 决定全局提交。Seata 将分支提交的消息发送给各个分支事务，各个分支事务收到分支提交消息后，会将消息放入一个缓冲队列，然后直接向 Seata 返回提交成功。之后，每个本地事务会慢慢处理分支提交消息，处理的方式为：删除相应分支事务的 undo_log 记录。之所以只需删除分支事务的 undo_log 记录，而不需要再做其他提交操作，是因为提交操作已经在第一阶段完成了（这也是 AT 和 XA 不同的地方）。这个过程如下图所示：
分支事务之所以能够直接返回成功给 Seata，是因为真正关键的提交操作在第一阶段已经完成了，清除 undo_log 日志只是收尾工作，即便清除失败了，也对整个分布式事务不产生实质影响。
2）若任一分支事务本地提交失败，则 Seata 决定全局回滚，将分支事务回滚消息发送给各个分支事务，由于在第一阶段各个服务的数据库上记录了 undo_log 记录，分支事务回滚操作只需根据 undo_log 记录进行补偿即可。全局事务的回滚流程如下图所示：
这里对图中的 2、3 步做进一步的说明：
1）由于上文给出了 undo_log 的表结构，所以可以通过 xid 和 branch_id 来找到当前分支事务的所有 undo_log 记录；
2）拿到当前分支事务的 undo_log 记录之后，首先要做数据校验，如果 afterImage 中的记录与当前的表记录不一致，说明从第一阶段完成到此刻期间，有别的事务修改了这些记录，这会导致分支事务无法回滚，向 Seata 反馈回滚失败；如果 afterImage 中的记录与当前的表记录一致，说明从第一阶段完成到此刻期间，没有别的事务修改这些记录，分支事务可回滚，进而根据 beforeImage 和 afterImage 计算出补偿 SQL，执行补偿 SQL 进行回滚，然后删除相应 undo_log，向 Seata 反馈回滚成功。
事务具有 ACID 特性，全局事务解决方案也在尽量实现这四个特性。以上关于 Seata in AT mode 的描述很显然体现出了 AT 的原子性、一致性和持久性。下面着重描述一下 AT 如何保证多个全局事务的隔离性的。
在 AT 中，当多个全局事务操作同一张表时，通过全局锁来保证事务的隔离性。下面描述一下全局锁在读隔离和写隔离两个场景中的作用原理：
1）写隔离（若有全局事务在改/写/删记录，另一个全局事务对同一记录进行的改/写/删要被隔离起来，即写写互斥）：写隔离是为了在多个全局事务对同一张表的同一个字段进行更新操作时，避免一个全局事务在没有被提交成功之前所涉及的数据被其他全局事务修改。写隔离的基本原理是：在第一阶段本地事务（开启本地事务的时候，本地事务会对涉及到的记录加本地锁）提交之前，确保拿到全局锁。如果拿不到全局锁，就不能提交本地事务，并且不断尝试获取全局锁，直至超出重试次数，放弃获取全局锁，回滚本地事务，释放本地事务对记录加的本地锁。
假设有两个全局事务 gtrx_1 和 gtrx_2 在并发操作库存服务，意图扣减如下记录的库存数量：
AT 实现写隔离过程的时序图如下：
图中，1、2、3、4 属于第一阶段，5 属于第二阶段。
在上图中 gtrx_1 和 gtrx_2 均成功提交，如果 gtrx_1 在第二阶段执行回滚操作，那么 gtrx_1 需要重新发起本地事务获取本地锁，然后根据 undo_log 对这个 id=10002 的记录进行补偿式回滚。此时 gtrx_2 仍在等待全局锁，且持有这个 id=10002 的记录的本地锁，因此 gtrx_1 会回滚失败（gtrx_1 回滚需要同时持有全局锁和对 id=10002 的记录加的本地锁），回滚失败的 gtrx_1 会一直重试回滚。直到旁边的 gtrx_2 获取全局锁的尝试次数超过阈值，gtrx_2 会放弃获取全局锁，发起本地回滚，本地回滚结束后，自然会释放掉对这个 id=10002 的记录加的本地锁。此时，gtrx_1 终于可以成功对这个 id=10002 的记录加上了本地锁，同时拿到了本地锁和全局锁的 gtrx_1 就可以成功回滚了。整个过程，全局锁始终在 gtrx_1 手中，并不会发生脏写的问题。整个过程的流程图如下所示：