不必等待任务自愿交还处理器
抢占式调度是一种处理器调度模型，关键是系统可以收回正在运行任务的执行机会，而不必等它结束、阻塞或主动让出。暂停不等于终止：任务的执行状态被保存，日后获调度时可继续。轮转调度、某些优先级调度都可采用抢占，但“抢占”本身不是决定所有运行顺序的完整算法。
与之相比，协作式机制依赖任务在适当时机交还控制。若单个任务一直计算而不合作，其他任务的响应就可能受阻。抢占为操作系统保留重新分配执行机会的手段，即使在只有一个处理器的系统中也有意义；交替推进多个任务，并不等于它们在不同核心上同时执行。
时钟、中断与调度决定
计时器中断是让内核重新取得控制的一种机制。硬件保存必要状态并进入处理程序后，内核可以检查是否需要更换运行任务。若决定切换，就保存当前任务的相关寄存器和栈等上下文，恢复另一任务的状态。因此，中断入口、调度决策和上下文切换是相连却不同的步骤；处理完一次中断后也可能仍返回原任务。
轮转策略在时间片用完时给其他就绪任务机会。另一种情形是等待输入输出的较高优先级线程被唤醒。在Linux的固定优先级实时策略中，较高优先级线程就绪可抢占较低优先级线程。SCHED_FIFO本身不实行同级时间片轮转，却仍可被更高优先级线程抢占；SCHED_RR则增加了同级时间片规则。
响应时间与切换代价
设一个单处理器上的两个同级任务都需要持续计算，若采用轮转，后到者不必等待先到者全部完成才开始工作。这里改善的是获得首次运行机会的等待时间，并不必然缩短每个任务从到达到完成的周转时间。不同评价指标可以导向不同策略，“更快响应”并不等于“更快完成全部工作”。
时间片缩短通常使轮流得到执行机会更及时，但过短会增加切换频率。成本不只在保存和恢复寄存器，还涉及缓存、地址转换等硬件状态的利用变化。时间片过长则使系统更接近长时间独占，交互体验可能下降。合适尺度取决于工作负载与机器，而不是一个通用毫秒数。
参考：[2]
抢占仍有边界
内核在操作某些状态时，不能任由任务在任意位置被换走。例如，代码先读取当前处理器编号，再访问该处理器专属数据；若中途被抢占并迁移，前后可能落在不同处理器。Linux提供显式禁止与恢复抢占的接口，以围住需要这种保护的短临界区。
这也意味着“高优先级就绪”不等于不受任何条件限制地立即开始执行。不可抢占区会影响实际响应延迟，而把临界区无限延长又会损害及时性。禁止本地抢占也不是跨处理器互斥的替代品，共享数据仍须依访问关系采用适当锁或其他同步机制。抢占能力与状态保护必须共同设计。