อั ลกอริทึม การจัดตารางคีย์ใช้เพื่อเริ่มต้นการเรียงสับเปลี่ยนในอาร์เรย์ "S" "ความยาวคีย์" ถูกกำหนดให้เป็นจำนวนไบต์ในคีย์และสามารถอยู่ในช่วง 1 ≤ ความยาวคีย์ ≤ 256 โดยทั่วไปจะอยู่ระหว่าง 5 ถึง 16 ซึ่งสอดคล้องกับความยาวคีย์ 40–128  บิต ขั้นแรก อาร์เรย์ "S" จะถูกเริ่มต้นด้วยการเรียงสับเปลี่ยนเอกลักษณ์จากนั้น S จะถูกประมวลผลเป็น 256 รอบในลักษณะเดียวกับ PRGA หลัก แต่ยังมีการผสมไบต์ของคีย์เข้าไปพร้อมกันด้วย โปรดทราบว่าคีย์ที่แตกต่างกันหลายแบบ เช่น 'Text' และ 'TextText' จะนำไปสู่การเข้ารหัสแบบเดียวกัน

สำหรับ i ตั้งแต่ 0 ถึง 255 S[i] := i สิ้นสุดสำหรับ j := 0 สำหรับ i ตั้งแต่ 0 ถึง 255 j := (j + S[i] + key[i mod keylength]) mod 256 สลับค่าของ S[i] และ S[j] สิ้นสุดสำหรับ

PRGA จะทำการปรับเปลี่ยนสถานะและส่งออกไบต์ของคีย์สตรีมไปเรื่อยๆ จนกว่าจะครบจำนวนรอบที่จำเป็น ในแต่ละรอบ PRGA จะดำเนินการดังนี้:

• เพิ่มขึ้นทีละi ;
• ค้นหา องค์ประกอบที่ iของS , S[ i ]และเพิ่มองค์ประกอบนั้นลงในj ;
• สลับค่าของS[ i ]และS[ j ]จากนั้นใช้ผลรวมS[ i ] + S[ j ] (โมดูลัส 256)เป็นดัชนีเพื่อดึงองค์ประกอบที่สามของS (ค่าคีย์สตรีมKด้านล่าง)
• จากนั้นจึงทำการ XORแบบบิตwise กับไบต์ถัดไปของข้อความ เพื่อสร้างไบต์ถัดไปของข้อความที่เข้ารหัสหรือข้อความธรรมดา

แต่ละองค์ประกอบของ S จะถูกสลับกับองค์ประกอบอื่นอย่างน้อยหนึ่งครั้งทุกๆ 256 รอบการทำซ้ำ

i := 0 j := 0 ขณะสร้างเอาต์พุต: i := (i + 1) mod 256 j := (j + S[i]) mod 256 สลับค่าของ S[i] และ S[j] t := (S[i] + S[j]) mod 256 K := S[t] เอาต์พุต K จบในขณะที่

ดังนั้น สิ่งนี้จะสร้างกระแสของK[0], K[1], ...ซึ่งจะถูก XORกับข้อความต้นฉบับเพื่อรับข้อความเข้ารหัสดังนั้นciphertext[ l ] = plaintext[ l ] ⊕ K [ l ]

ระบบปฏิบัติการหลาย ระบบ มีarc4randomAPI ที่มาจากOpenBSDซึ่งให้การเข้าถึงตัวสร้างเลขสุ่มที่เดิมทีใช้ RC4 API นี้ไม่อนุญาตให้มีการกำหนดค่าเริ่มต้น เนื่องจากฟังก์ชันจะเริ่มต้นตัวเองโดยใช้/dev/randomการใช้ RC4 ได้ถูกยกเลิกในระบบส่วนใหญ่ที่ใช้งาน API นี้แล้วหน้าคู่มือสำหรับ arc4random ใหม่มีคำย่อว่า "A Replacement Call for Random" สำหรับ ARC4 เป็นตัวช่วยในการจำ เนื่องจากให้ข้อมูลสุ่มที่ดีกว่า ฟังก์ชัน rand() เดิมซึ่งมีความไม่ปลอดภัยสูง โดยใช้ตัวสร้างเลขสุ่มเทียมเชิงเส้นแบบ congruentialที่มีสถานะภายใน 32 บิต^{[ 15 ] [ 16 ] [ 17 ]}

การโจมตี RC4 หลายครั้งสามารถแยกแยะเอาต์พุตออกจากลำดับสุ่มได้^{[ 18 ]}ส่งผลให้การใช้ ARC4 arc4randomถูกแทนที่ด้วยตัวสร้างเลขสุ่มเทียมที่ดีกว่าในที่สุด:

• ใน OpenBSD 5.5 ซึ่งวางจำหน่ายในเดือนพฤษภาคม 2014 arc4randomได้รับการแก้ไขให้ใช้การเข้ารหัสสตรีมที่เหนือกว่าChaCha20 [ ^{19 ] [ 20 ] การ}ใช้งาน arc4random ในFreeBSDและNetBSD ^{[ 21 ] [ 22 ]}ก็ใช้ ChaCha20 เช่นกัน
• โดยทั่วไป Linux ใช้glibcซึ่งไม่มีarc4randomจนกระทั่งปี 2022 แต่ไลบรารีแยกต่างหากอย่าง libbsd นั้นมีฟังก์ชันดังกล่าว โดยได้รับการอัปเดตให้ใช้ ChaCha20 ในปี 2016 ^{[ 23 ]}ในปี 2022 glibc ได้เพิ่ม arc4randomเวอร์ชันของตัวเองซึ่งใช้ ChaCha20 เช่นกัน^{[ 24 ]}
• จากข้อมูลในคู่มือที่มาพร้อมกับระบบปฏิบัติการ ใน ระบบปฏิบัติการ macOSและiOS เวอร์ชันปี 2017 Apple ได้เปลี่ยนจาก RC4 เป็น AES ในการใช้งาน arc4random

เครื่องกำเนิดเลขสุ่มแบบใหม่ที่เสนอมักจะถูกเปรียบเทียบกับเครื่องกำเนิดเลขสุ่ม RC4 ^{[ 25 ] [ 26 ]}

อัลกอริทึมการเข้ารหัสแบบสตรีมจำนวนมากใช้รีจิสเตอร์เลื่อนป้อนกลับเชิงเส้น (LFSR) ซึ่งแม้จะมีประสิทธิภาพในฮาร์ดแวร์ แต่ก็มีประสิทธิภาพน้อยกว่าในซอฟต์แวร์ การออกแบบ RC4 หลีกเลี่ยงการใช้ LFSR และเหมาะอย่างยิ่งสำหรับการใช้งานในซอฟต์แวร์ เนื่องจากต้องการเพียงการจัดการไบต์เท่านั้น โดยใช้หน่วยความจำ 256 ไบต์สำหรับอาร์เรย์สถานะ S[0] ถึง S[255] หน่วยความจำ k ไบต์สำหรับคีย์ key[0] ถึง key[k−1] และตัวแปรจำนวนเต็ม i, j และ K การลดค่าแบบโมดูลัสของค่าบางค่าโมดูลัส 256 สามารถทำได้โดยใช้การดำเนินการ AND แบบบิตกับ 255 (ซึ่งเทียบเท่ากับการเลือกไบต์ที่มีลำดับต่ำสุดของค่าดังกล่าว)

เวกเตอร์ทดสอบเหล่านี้ไม่ใช่เวกเตอร์อย่างเป็นทางการ แต่สะดวกสำหรับผู้ที่ต้องการทดสอบโปรแกรม RC4 ของตนเอง คีย์และข้อความต้นฉบับเป็นASCIIส่วนคีย์สตรีมและข้อความที่เข้ารหัสแล้วเป็นเลขฐานสิบหก

ในปี พ.ศ. 2538 แอนดรูว์ รูส สังเกตจากการทดลองว่าไบต์แรกของคีย์สตรีมมีความสัมพันธ์กับไบต์สามไบต์แรกของคีย์ และไบต์ไม่กี่ไบต์แรกของการเรียงสับเปลี่ยนหลังจาก KSA มีความสัมพันธ์กับผลรวมเชิงเส้นบางอย่างของไบต์คีย์^{[ 34 ]}อคติเหล่านี้ยังคงไม่ได้รับการอธิบายจนกระทั่งปี พ.ศ. 2550 เมื่อกูตัม พอล สิดเดชวาร์ ราธี และสุภามอย ไมตรา^{[ 35 ]}พิสูจน์ความสัมพันธ์ระหว่างคีย์สตรีมกับคีย์ และในงานอื่น กูตัม พอล และสุภามอย ไมตรา^{[ 36 ]}พิสูจน์ความสัมพันธ์ระหว่างการเรียงสับเปลี่ยนกับคีย์ งานหลังนี้ยังใช้ความสัมพันธ์ระหว่างการเรียงสับเปลี่ยนกับคีย์เพื่อออกแบบอัลกอริทึมแรกสำหรับการสร้างคีย์ขึ้นใหม่อย่างสมบูรณ์จากการเรียงสับเปลี่ยนขั้นสุดท้ายหลังจาก KSA โดยไม่มีข้อสมมติใดๆ เกี่ยวกับคีย์หรือเวกเตอร์เริ่มต้นอัลกอริทึมนี้มีความน่าจะเป็นของความสำเร็จคงที่ในช่วงเวลา ซึ่งเป็นรากที่สองของความซับซ้อนของการค้นหาคีย์แบบครบถ้วน ต่อมา มีการดำเนินการวิจัยอื่นๆ อีกมากมายเกี่ยวกับการสร้างคีย์ขึ้นใหม่จากสถานะภายใน RC4 ^{[ 37 ] [ 38 ] [ 39 ]} Subhamoy Maitra และ Goutam Paul ^{[ 40 ]}ยังแสดงให้เห็นว่าอคติแบบ Roos ยังคงมีอยู่แม้ว่าจะพิจารณาดัชนีการเรียงสับเปลี่ยนแบบซ้อนกัน เช่นS[S[i]]หรือS[S[S[i]]]อคติประเภทนี้ถูกนำมาใช้ในวิธีการสร้างคีย์ขึ้นใหม่บางวิธีในภายหลังเพื่อเพิ่มโอกาสความสำเร็จ

คีย์สตรีมที่สร้างโดย RC4 มีแนวโน้มไปทางลำดับบางอย่างในระดับที่แตกต่างกัน ทำให้มีความเสี่ยงต่อการโจมตีแบบแยกแยะ การโจมตีที่ดีที่สุดดังกล่าวมาจาก Itsik Mantin และAdi Shamirซึ่งแสดงให้เห็นว่าไบต์เอาต์พุตที่สองของรหัสมีแนวโน้มไปทางศูนย์ด้วยความน่าจะเป็น 1/128 (แทนที่จะเป็น 1/256) ทั้งนี้เนื่องจากข้อเท็จจริงที่ว่าหากไบต์ที่สามของสถานะดั้งเดิมเป็นศูนย์ และไบต์ที่สองไม่เท่ากับ 2 ไบต์เอาต์พุตที่สองจะเป็นศูนย์เสมอ แนวโน้มดังกล่าวสามารถตรวจพบได้โดยการสังเกตเพียง 256  ไบต์^{[ 18 ]}

Souradyuti PaulและBart PreneelจากCOSICแสดงให้เห็นว่าไบต์แรกและไบต์ที่สองของ RC4 ก็มีอคติเช่นกัน จำนวนตัวอย่างที่จำเป็นในการตรวจจับอคตินี้คือ 2 ²⁵ ไบต์^{[ 41 ]}

Scott Fluhrerและ David McGrew ยังแสดงการโจมตีที่แยกแยะคีย์สตรีมของ RC4 ออกจากสตรีมแบบสุ่มเมื่อให้เอาต์พุตขนาด 1 กิกะไบต์^{[ 42 ]}

การกำหนดลักษณะที่สมบูรณ์ของขั้นตอนเดียวของ RC4 PRGA ได้รับการดำเนินการโดย Riddhipratim Basu, Shirshendu Ganguly, Subhamoy Maitra และ Goutam Paul ^{[ 43 ]}เมื่อพิจารณาการเรียงสับเปลี่ยนทั้งหมด พวกเขาพิสูจน์ว่าการกระจายของเอาต์พุตไม่สม่ำเสมอเมื่อกำหนด i และ j และเป็นผลให้ข้อมูลเกี่ยวกับ j รั่วไหลไปยังเอาต์พุตเสมอ

ในปี 2001 Fluhrer , MantinและShamirได้ค้นพบสิ่งใหม่ที่น่าประหลาดใจ: ในบรรดาคีย์ RC4 ที่เป็นไปได้ทั้งหมด สถิติของไบต์แรกๆ ของคีย์สตรีมเอาต์พุตนั้นไม่เป็นแบบสุ่มอย่างมาก ทำให้ข้อมูลเกี่ยวกับคีย์รั่วไหล หากนำค่า nonce และคีย์ระยะยาวมาต่อกันเพื่อสร้างคีย์ RC4 คีย์ระยะยาวนี้สามารถค้นพบได้โดยการวิเคราะห์ข้อความจำนวนมากที่เข้ารหัสด้วยคีย์นี้^{[ 44 ]}ผลกระทบนี้และผลกระทบที่เกี่ยวข้องถูกนำมาใช้เพื่อทำลาย การเข้ารหัส WEP ("wired equivalent privacy") ที่ใช้กับเครือข่ายไร้สาย802.11 ซึ่งทำให้เกิดการแข่งขันเพื่อหามาตรฐานทดแทน WEP ในตลาด 802.11 และนำไปสู่ ความพยายาม ของIEEE 802.11iและWPA ^{[ 45 ]}

โปรโตคอลสามารถป้องกันการโจมตีนี้ได้โดยการทิ้งส่วนเริ่มต้นของคีย์สตรีม อัลกอริทึมที่แก้ไขแล้วนี้เรียกว่า "RC4-drop[ n ]" โดยที่nคือจำนวนไบต์คีย์สตรีมเริ่มต้นที่ถูกทิ้ง ค่าเริ่มต้นของ SCAN คือn = 768  ไบต์ แต่ค่าที่ระมัดระวังคือn = 3072  ไบต์^{[ 46 ]}

การโจมตีของ Fluhrer, Mantin และ Shamir ไม่สามารถนำไปใช้กับ SSL ที่ใช้ RC4 ได้ เนื่องจาก SSL สร้างคีย์การเข้ารหัสที่ใช้สำหรับ RC4 โดยการแฮช ซึ่งหมายความว่าเซสชัน SSL ที่แตกต่างกันจะมีคีย์ที่ไม่เกี่ยวข้องกัน^{[ 47 ]}

ในปี 2548 Andreas Klein ได้นำเสนอการวิเคราะห์การเข้ารหัสแบบสตรีม RC4 ซึ่งแสดงให้เห็นถึงความสัมพันธ์ที่มากขึ้นระหว่างคีย์สตรีม RC4 และคีย์^{[ 48 ]} Erik Tews , Ralf-Philipp WeinmannและAndrei Pychkineได้ใช้การวิเคราะห์นี้เพื่อสร้าง aircrack-ptw ซึ่งเป็นเครื่องมือที่สามารถถอดรหัส RC4 104 บิตที่ใช้ใน WEP 128 บิตได้ภายในเวลาไม่ถึงนาที^{[ 49 ]}ในขณะที่การโจมตีของ Fluhrer, Mantin และ Shamir ใช้ข้อความประมาณ 10  ล้านข้อความ แต่ aircrack-ptw สามารถถอดรหัสคีย์ 104 บิตได้ใน 40,000 เฟรมด้วยความน่าจะเป็น 50% หรือใน 85,000 เฟรมด้วยความน่าจะเป็น 95%

ปัญหาเชิงการจัดเรียงที่เกี่ยวข้องกับจำนวนอินพุตและเอาต์พุตของการเข้ารหัส RC4 ถูกตั้งขึ้นครั้งแรกโดยItsik MantinและAdi Shamirในปี 2544 โดยที่จากองค์ประกอบทั้งหมด 256 รายการในสถานะปกติของ RC4 หาก ทราบเพียง xจำนวนองค์ประกอบ ( x ≤ 256) เท่านั้น (สามารถถือว่าองค์ประกอบอื่นๆ ว่างเปล่า) จำนวนองค์ประกอบสูงสุดที่สามารถสร้างขึ้นได้อย่างแน่นอนก็คือxใน 256 รอบถัดไป ข้อสันนิษฐานนี้ถูกยุติลงในปี 2547 ด้วยการพิสูจน์อย่างเป็นทางการโดยSouradyuti PaulและBart Preneel ^{[ 50 ]}

ในปี 2556 กลุ่มนักวิจัยด้านความปลอดภัยที่ Information Security Group ที่Royal Holloway มหาวิทยาลัยลอนดอนรายงานการโจมตีที่สามารถมีประสิทธิภาพได้โดยใช้ข้อความที่เข้ารหัสเพียง 2³⁴ ^{ข้อความ} [ ^{51 ] [ 52 ] [ 53 ] แม้ว่า}ผลลัพธ์นี้ยังไม่ใช่การโจมตีที่ใช้งานได้จริงสำหรับวัตถุประสงค์ส่วนใหญ่ แต่ก็ใกล้เคียงกับการโจมตีดังกล่าวมากพอที่จะนำไปสู่การคาดการณ์ว่ามีความเป็นไปได้ที่หน่วยงานด้านการเข้ารหัสของรัฐบางแห่งอาจมีการโจมตีที่ดีกว่าที่ทำให้ RC4 ไม่ปลอดภัย^{[ 6 ]} เมื่อพิจารณาว่าปริมาณการรับส่งข้อมูล TLSจำนวนมากในปี 2556 ใช้ RC4 เพื่อหลีกเลี่ยงการโจมตีบนการเข้ารหัสแบบบล็อกที่ใช้การเชื่อมโยงบล็อกการเข้ารหัสหากการโจมตีที่ดีกว่าในสมมติฐานเหล่านี้มีอยู่จริง การเข้ารหัส TLS ทั่วไปก็จะไม่ปลอดภัยต่อผู้โจมตีดังกล่าวในสถานการณ์จริงจำนวนมาก^{[ 6 ]}

ในเดือนมีนาคม พ.ศ. 2558 นักวิจัยที่ Royal Holloway ประกาศการปรับปรุงการโจมตีของพวกเขา โดยนำเสนอการโจมตี 2 ²⁶ต่อรหัสผ่านที่เข้ารหัสด้วย RC4 ซึ่งใช้ใน TLS ^{[ 54 ]}

ในการประชุม Black Hat Asia 2015 Itsik Mantin ได้นำเสนอการโจมตี SSL อีกครั้งโดยใช้การเข้ารหัส RC4 ^{[ 55 ] [ 56 ]}

ในปี 2558 นักวิจัยด้านความปลอดภัยจากKU Leuvenได้นำเสนอการโจมตีใหม่ต่อ RC4 ทั้งในTLSและWPA-TKIP [ ^{57 ] การ}โจมตีนี้มีชื่อว่า Numerous Occurrence MOnitoring & Recovery Exploit (NOMORE) ซึ่งเป็นการโจมตีประเภทแรกที่ได้รับการสาธิตในทางปฏิบัติ การโจมตีTLS ของพวกเขา สามารถถอดรหัสคุกกี้ HTTP ที่ปลอดภัยได้ ภายใน 75  ชั่วโมง การโจมตี WPA-TKIP สามารถทำได้ภายในหนึ่งชั่วโมงและอนุญาตให้ผู้โจมตีถอดรหัสและแทรกแพ็กเก็ตตามอำเภอใจได้

Souradyuti PaulและBart Preneelได้เสนอ RC4 เวอร์ชันหนึ่ง ซึ่งพวกเขาเรียกว่า RC4A ^{[ 59 ]}

RC4A ใช้ชุดอาร์เรย์สถานะสองชุดS1และS2และดัชนีสองตัวj1และj2ทุกครั้งที่ค่า iเพิ่มขึ้น จะมีการสร้างข้อมูลสองไบต์:

1. ขั้นแรก จะทำการประมวลผลอัลกอริธึม RC4 พื้นฐานโดยใช้S1และj1แต่ในขั้นตอนสุดท้ายจะค้นหาS1[ i ]+S1[ j1 ]ในS2
2. ประการที่สอง การดำเนินการจะถูกทำซ้ำ (โดยไม่ต้องเพิ่มค่าiอีกครั้ง) บนS2และj2และผลลัพธ์ที่ได้คือS1[S2[ i ]+S2[ j2 ]]

ดังนั้น ขั้นตอนวิธีจึงเป็นดังนี้:

การคำนวณทางคณิตศาสตร์ทั้งหมดดำเนินการโดยใช้โมดูลัส 256 i := 0 j1 := 0 j2 := 0 ขณะสร้างเอาต์พุต: i := i + 1 j1 := j1 + S1[i] สลับค่าของ S1[i] และ S1[j1] จะได้ผลลัพธ์เป็น S2[S1[i] + S1[j1] ] j2 := j2 + S2[i] สลับค่าของ S2[i] และ S2[j2] เอาต์พุต S1[S2[i] + S2[j2] ] endwhile

แม้ว่าอัลกอริทึมนี้จะต้องการจำนวนการดำเนินการเท่ากันต่อไบต์เอาต์พุต แต่ก็มีการประมวลผลแบบขนานมากกว่า RC4 ซึ่งอาจส่งผลให้ความเร็วเพิ่มขึ้นได้

แม้ว่าอัลกอริทึมนี้จะแข็งแกร่งกว่า RC4 แต่ก็ยังถูกโจมตีด้วย Alexander Maximov ^{[ 60 ]}และทีมงานจาก NEC ^{[ 61 ]}พัฒนาวิธีการแยกแยะผลลัพธ์จากลำดับสุ่มที่แท้จริง

Variably Modified Permutation Composition (VMPC) เป็น RC4 รูปแบบอื่นอีกด้วย^{[ 62 ]}โดยใช้ตารางคีย์ที่คล้ายกับ RC4 โดยที่ j := S[(j + S[i] + key[i mod keylength]) mod 256]วนซ้ำ 3 × 256 = 768 ครั้ง แทนที่จะเป็น 256 ครั้ง และมีการวนซ้ำเพิ่มเติมอีก 768 ครั้งเพื่อรวมเวกเตอร์เริ่มต้น ฟังก์ชันการสร้างเอาต์พุตทำงานดังนี้: 

การคำนวณทางคณิตศาสตร์ทั้งหมดดำเนินการโดยใช้โมดูลัส 256 i := 0 ขณะสร้างเอาต์พุต: j := S[j + S[i]] เอาต์พุต S[S[S[j]] + 1] สลับ S[i] และ S[j] ( b := S[j]; S[j] := S[i]; S[i] := b) ) i := i + 1 จบในขณะที่

สิ่งนี้ถูกโจมตีในเอกสารเดียวกันกับ RC4A และสามารถแยกแยะได้ภายใน 2 ³⁸ไบต์เอาต์พุต^{[ 63 ] [ 61 ]}

RC4 ⁺เป็นเวอร์ชันที่แก้ไขของ RC4 โดยมีตารางคีย์สามเฟสที่ซับซ้อนกว่า (ใช้เวลานานกว่า RC4 ประมาณสามเท่า หรือเท่ากับ RC4-drop512) และฟังก์ชันเอาต์พุตที่ซับซ้อนกว่าซึ่งทำการค้นหาเพิ่มเติมสี่ครั้งในอาร์เรย์ S สำหรับเอาต์พุตไบต์แต่ละรายการ ซึ่งใช้เวลานานกว่า RC4 พื้นฐานประมาณ 1.7 เท่า^{[ 64 ]}

การคำนวณเลขคณิตทั้งหมดใช้โมดูลัส 256  << และ >> คือการเลื่อนบิตซ้ายและขวา ⊕ คือการดำเนินการ Exclusive ORขณะสร้างเอาต์พุต: i := i + 1 a := S[i] j := j + a สลับ S[i] และ S[j] ( b := S[j]; S[j] := S[i]; S[i] := b; ) c := S[i<<5 ⊕ j>>3] + S[j<<5 ⊕ i>>3] เอาต์พุต (S[a+b] + S[c⊕0xAA]) ⊕ S[j+b] endwhile

อัลกอริทึมนี้ยังไม่ได้รับการวิเคราะห์อย่างละเอียดถี่ถ้วน

ในปี 2014 Ronald Rivest ได้บรรยายและร่วมเขียนบทความ^{[ 14 ]}เกี่ยวกับการออกแบบใหม่ที่เรียกว่า Spritz ตัวเร่งฮาร์ดแวร์ของ Spritz ได้รับการเผยแพร่ใน Secrypt ในปี 2016 ^{[ 65 ]}และแสดงให้เห็นว่าเนื่องจากการเรียกใช้แบบซ้อนกันหลายครั้งที่จำเป็นในการสร้างไบต์เอาต์พุต Spritz จึงทำงานค่อนข้างช้าเมื่อเทียบกับฟังก์ชันแฮชอื่นๆ เช่น SHA-3 และการใช้งานฮาร์ดแวร์ที่ดีที่สุดของ RC4 ที่เป็นที่รู้จัก

เช่นเดียวกับ ฟังก์ชันฟองน้ำอื่นๆSpritz สามารถใช้สร้างฟังก์ชันแฮชการเข้ารหัสลับ ตัวสร้างบิตสุ่มแบบกำหนด ( DRBG ) อัลกอริทึมการเข้ารหัสที่รองรับการเข้ารหัสที่ตรวจสอบความถูกต้องพร้อมข้อมูลที่เกี่ยวข้อง (AEAD) เป็นต้น^{[ 14 ]}

ในปี 2016 Banik และ Isobe ได้เสนอการโจมตีที่สามารถแยกแยะ Spritz ออกจากสัญญาณรบกวนแบบสุ่มได้^{[ 66 ]}ในปี 2017 Banik, Isobe และ Morii ได้เสนอวิธีแก้ไขง่ายๆ ที่ลบตัวแยกแยะในไบต์คีย์สตรีมสองไบต์แรก ซึ่งต้องใช้การเข้าถึงหน่วยความจำเพิ่มเติมเพียงครั้งเดียวโดยไม่ทำให้ประสิทธิภาพของซอฟต์แวร์ลดลงอย่างมาก^{[ 67 ]}