Linux进程调度基于分时（time sharing），分时依赖于定时中断。调度的依据是优先级（回忆140个双向链表）。传统上，进程可以分为"I/O型"与“CPU型”；按另一种分法可分为：1.交互式进程；2.批处理进程（编译器、科学计算、数据库搜索引擎）；3.实时进程（音频、视频）。以上分类一定程序上相互独立，一个批处理进程可能是I/O型，也可能是CPU型。如数据库服务器是I/O型、图像绘制程序是CPU型。Linux调度器可明确认出实时进程。
虽然内核可否抢占在编译内核时确定，但Linux进程是抢占式的。而“分时系统”也是基于时间片到的时候，设置thread_info中的TIF＿NEED＿RESCHED,让时钟中断返回用户程序时启用调度程序，“抢占”当前进程。当进程进入TASK_RUNNING态，内核查它的动态优先级是否大于当前进程。是，则current执行被中断。要注意的是，被抢占的进程仍处于TASK_RUNNING态。系统中至少有一个进程在执行，就是进程0。每个进程有三种调度类型：1.SCHED_FIFO先进先出实时调度；2.SCHED_RR分时实时调度；3.SCHED_NORMAL。它们作为进程描述符的成员存储。
每个进程首先有个静态优先级。内核用100-139这40个数来标记。越小，优先级越高。新进程继承父进程的优先级。静态优先级的作用是决定进程的基本时间片。若1.小于120，则基本时间片为(140-它)*20；2.>=120，则为(140-它)*5。即静态优先级高，则获CPU时间片长。此外，还有动态优先级。范围从100-139。它表示调度程序选择要执行的进程时的度量。经验上，它=（静态优先级－（bonus－5））。bonus为0-10。表示对动态优先级的奖赏或惩罚，它与“平均睡眠时间”有关。静、动态优先级以及后面的实时优先级也是进程描述符的成员。
设想，某个运行时间需很长的高优先级进程一次时间片用完后，即使算上bonus，它优先级仍可能最高。调度程序再次选中它，这使其它稍低优先级的进程得不到CPU，造成饥饿。为避免此情况，对可运行进程（注意，是可运行进程）维护两个不相交的集合，它们是活动进程与过期进程。只有在活动进程集合中的可运行进程才可被调度程序选中，且一次时间片用完，则放入过期进程中，直到活动进程集合为空。为空时，交换两个集合，继续按优先级进行调度。但为获得较好的用户体验，必须提高交互式进程的性能，所以调度程序在用完一个交互式进程的时间片时，仍将其放入活动进程集合，除非以下情况：1.最先进入过期进程集合的进程已经等待过长的时间（一般是1000节拍乘以可运行进程数+1）；2.过期进程静态优先级比当前的交互式进程高。这时，就将交互式进程移入过期进程集合。这样，最终也会让活动进程集合为空，达到设想的状态。例外的情况是实时进程。每个实时进程与一个实时优先级相关（1-99），实时的表现在于，实时进程运行过程中， 不会让低优先级的进程得到运行机会。如前，每个优先级的进程在同一个链表中，当为SCHED_FIFO时，调度程序选中最高优先级的链表队首的实时进程运行前，会仍将它放在链表头，时间片用完时，定时中断返回用户态时会再启动调度程序，如果此时没有更高优先级的实时进程可运行，那么还会从该链表头选中同一进程，并还将它放在表头，再运行它。这就是FIFO。但当它是SCHED_RR调度类型时，被调度程序选中执行前，会将它放到链表尾。时间片到后，会选中新队头进程。无论是哪种情况，调度程序都不会选中比它们低优先级的进程。实现上，就是不像普通进程那样设两个集合，而只有一个集合。
上述活动进程、过期进程集合是与CPU时刻相关的数据结构，它们应存在何处？存在“可运行进程队列”中，它存在“每CPU变量”(per-CPU variable)中，它们在主存中经过精心排列，以对应到高速缓存的不同行。"可运行进程队列"是个结构体，结构中有此集合中进程数量的计数器以及优先级位图，它最重要的成员即是活动进程、过期进程两个集合，每集合有0-139个链表头，指向本集合优先级的可运行进程的描述符指针。另外有active和expire指针指向每个集合。如前所述，当需要时，只要交换这两个指针即可，结构中还有一个指向当前运行进程的描述符指针。
分时，优先级由时间片实现，时间片在哪里？它也在进程描述符中，可运行进程初次被选中时，会根据静态优先级初始化它描述符中的时间片字段。每次定时中断，将描述符中剩余时间片数量减去中断间隔时间，若非0，继续运行，若0，则先按静态优先级设置基本时间片，再设置进程描述符的thread_info->flags为TIF_NEED_RESCHED，使本次中断返回用户程序时调用调度程序，最后改变活动进程链表。一个细节问题是，当一个父进程创建子进程时，子进程的剩余时间片应该设为多少？应当将父进程的剩余时间片一分为二，父子平分。以避免一个进程通过不断创建子进程来霸占CPU。为配合“活动进程过期进程”方案。进程描述符中也应该存有进程最近一次被调度的时间，这通常由64位寄存器tsc赋值。这是可运行进程之间的调度。
调度程序本身由schedule()函数实现。它在以下情况被调用：1.current进程不能获取资源而阻塞。此时会把current插入适当的等待队列，将TASK_RUNNING改为TASK_INTERRUPTIBLE或TASK_UNINTERRUPTIBLE。再调用schedule()，schedule会将当前不处于RUNNING的进程从可运行队列中删除，关键是schedule()调用完成之后，会检查资源是否可用，不可用则会再调schedule。猜测，等待资源时，会将参数存于某处，资源到，中断来，会按参数唤醒等待进程。否则永远不可执行。schedule()函数关键是设next指向下个要运行进程。并用switch_to来实现相应的上下文更替。schedule先禁用内核抢占、完成当前进程的队列交换处理。若next是内核线程，它仍用pre的地址空间（后面会说），否则，context_switch完成，并完成地址空间的变换，并switch_to()。之后，因为上下文已换，schedule()的剩余指令并不由新进程执行，而由prev的prev执行，以再给它一次被CPU选中的机会。
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