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可抢占性，对一个系统的调度延时具有重要意义。2.6 之前，一个进程进入内核态后，别的进程无法抢占，只能等其完成或退出内核态时才能抢占, 这带来严重的延时问题，2.6 开始支持内核态抢占。
禁止内核抢占的情况列出如下：
（1）内核执行中断处理例程时不允许内核抢占，中断返回时再执行内核抢占。
（2）当内核执行软中断或tasklet时，禁止内核抢占，软中断返回时再执行内核抢占。
（3）在临界区禁止内核抢占，临界区保护函数通过抢占计数宏控制抢占，计数大于0，表示禁止内核抢占。
为保证Linux内核在以上情况下不会被抢占，抢占式内核使用了一个变量preempt_ count，称为内核抢占锁。这一变量被设置在进程的PCB结构task_struct中。每当内核要进入以上几种状态时，变量preempt_ count就加1，指示内核不允许抢占。每当内核从以上几种状态退出时，变量preempt_ count就减1，同时进行可抢占的判断与调度。抢占式Linux内核的修改主要有两点：
一是对中断的入口代码和返回代码进行修改。在中断的入口内核抢占锁preempt_count加1，以禁止内核抢占；在中断的返回处，内核抢占锁preempt_count减1，使内核有可能被抢占。另一基本修改是重新定义了自旋锁、读、写锁，在锁操作时增加了对preempt count变量的操作。在对这些锁进行加锁操作时preemptcount变量加1，以禁止内核抢占；在释放锁时preemptcount变量减1，并在内核的抢占条件满足且需要重新调度时进行抢占调度。
调度的时机
1） 中断返回内核空间：检查preempt_count是否为0和TIF_NEED_RESCHED是否为1
2） 中断或异常返回到user space：检查TIF_NEED_RESCHED是否为1
3) 显式或者隐式调preemp_enable()函数：检查preempt_count是否为0和TIF_NEED_RESCHED是否为1
4）使能软中断：检查preempt_count是否为0和TIF_NEED_RESCHED是否为1
5）自己主动schedule()
spinlock不允许睡眠，原因就是他设计初衷就是如此，因此在获取spinlock时就调用禁止抢占的函数，所以正常情况下获取锁的CPU是不会被抢占的，但如果工程师代码中进行了睡眠，那么睡眠会导致让出CPU，想象一下，一个低优先级的线程先获取了spinlock，如果来一个高优先级的线程去获取spinlock，就会一直获取不到导致死锁。