fix: correct typo in CS-Base/mysql/transaction/mvcc.md

mysql/transaction/mvcc.md

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 数据库中的「**事务（*Transaction*）**」就能达到这样的效果。
 
-我们在转账操作前先开启事务，等所有数据库操作执行完成后，才提交事务，对于已经提交的事务来说，该事务对数据库所做的修改将永久生效，如果中途发生发生中断或错误，那么该事务期间对数据库所做的修改将会被回滚到没执行该事务之前的状态。
+我们在转账操作前先开启事务，等所有数据库操作执行完成后，才提交事务，对于已经提交的事务来说，该事务对数据库所做的修改将永久生效，如果中途发生中断或错误，那么该事务期间对数据库所做的修改将会被回滚到没执行该事务之前的状态。
 
 没错，今天就来图解 MySQL 事务啦，开车！
 
@@ -136,7 +136,7 @@ MySQL 在「可重复读」隔离级别下，可以很大程度上避免幻读
 
 **MySQL InnoDB 引擎的默认隔离级别虽然是「可重复读」，但是它很大程度上避免幻读现象（并不是完全解决了，详见这篇[文章](https://xiaolincoding.com/mysql/transaction/phantom.html)）**，解决的方案有两种：
 
-- 针对**快照读**（普通 select 语句），是**通过 MVCC 方式解决了幻读**，因为可重复读隔离级别下，事务执行过程中看到的数据，一直跟这个事务启动时看到的数据是一致的，即使中途有其他事务插入了一条数据，是查询不出来这条数据的，所以就很好了避免幻读问题。
+- 针对**快照读**（普通 select 语句），是**通过 MVCC 方式解决了幻读**，因为可重复读隔离级别下，事务执行过程中看到的数据，一直跟这个事务启动时看到的数据是一致的，即使中途有其他事务插入了一条数据，是查询不出来这条数据的，所以就很好地避免幻读问题。
 - 针对**当前读**（select ... for update 等语句），是**通过 next-key lock（记录锁 + 间隙锁）方式解决了幻读**，因为当执行 select ... for update 语句的时候，会加上 next-key lock，如果有其他事务在 next-key lock 锁范围内插入了一条记录，那么这个插入语句就会被阻塞，无法成功插入，所以就很好了避免幻读问题。
 
 接下来，举个具体的例子来说明这四种隔离级别，有一张账户余额表，里面有一条账户余额为 100 万的记录。然后有两个并发的事务，事务 A 只负责查询余额，事务 B 则会将我的余额改成 200 万，下面是按照时间顺序执行两个事务的行为：
@@ -146,7 +146,7 @@ MySQL 在「可重复读」隔离级别下，可以很大程度上避免幻读
 在不同隔离级别下，事务 A 执行过程中查询到的余额可能会不同：
 
 - 在「读未提交」隔离级别下，事务 B 修改余额后，虽然没有提交事务，但是此时的余额已经可以被事务 A 看见了，于是事务 A 中余额 V1 查询的值是 200 万，余额 V2、V3 自然也是 200 万了；
-- 在「读提交」隔离级别下，事务 B 修改余额后，因为没有提交事务，所以事务 A 中余额 V1 的值还是 100 万，等事务 B 提交完后，最新的余额数据才能被事务 A 看见，因此额 V2、V3 都是 200 万；
+- 在「读提交」隔离级别下，事务 B 修改余额后，因为没有提交事务，所以事务 A 中余额 V1 的值还是 100 万，等事务 B 提交完后，最新的余额数据才能被事务 A 看见，因此 V2、V3 都是 200 万；
 - 在「可重复读」隔离级别下，事务 A 只能看见启动事务时的数据，所以余额 V1、余额 V2 的值都是 100 万，当事务 A 提交事务后，就能看见最新的余额数据了，所以余额 V3 的值是 200 万；
 - 在「串行化」隔离级别下，事务 B 在执行将余额 100 万修改为 200 万时，由于此前事务 A 执行了读操作，这样就发生了读写冲突，于是就会被锁住，直到事务 A 提交后，事务 B 才可以继续执行，所以从 A 的角度看，余额 V1、V2 的值是 100 万，余额 V3 的值是 200 万。
 
@@ -244,7 +244,7 @@ Read View 有四个重要的字段：
 
 然后事务 B 第二次去读取该记录，**发现这条记录的 trx_id 值为 51，在事务 B 的 Read View 的 min_trx_id 和 max_trx_id 之间，则需要判断 trx_id 值是否在  m_ids 范围内，判断的结果是在的，那么说明这条记录是被还未提交的事务修改的，这时事务 B 并不会读取这个版本的记录。而是沿着 undo log 链条往下找旧版本的记录，直到找到 trx_id 可见的第一条记录（trx_id「小于」事务 B 的 Read View 中的 min_trx_id 值，或者 trx_id 在事务 B 的 Read View 的 min_trx_id 和 max_trx_id 之间，但是不在 m_ids 范围内）**，所以事务 B 能读取到的是 trx_id 为 50 的记录，也就是小林余额是 100 万的这条记录。
 
-最后，当事物 A 提交事务后，**由于隔离级别时「可重复读」，所以事务 B 再次读取记录时，还是基于启动事务时创建的 Read View 来判断当前版本的记录是否可见。所以，即使事物 A 将小林余额修改为 200 万并提交了事务，事务 B 第三次读取记录时，读到的记录都是小林余额是 100 万的这条记录**。
+最后，当事物 A 提交事务后，**由于隔离级别是「可重复读」，所以事务 B 再次读取记录时，还是基于启动事务时创建的 Read View 来判断当前版本的记录是否可见。所以，即使事物 A 将小林余额修改为 200 万并提交了事务，事务 B 第三次读取记录时，读到的记录都是小林余额是 100 万的这条记录**。
 
 就是通过这样的方式实现了，「可重复读」隔离级别下在事务期间读到的记录都是事务启动前的记录。